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MySQL常见的锁分析

MySQL的锁

概述

数据库锁定机制简单来说,就是数据库为了保证数据的一致性,而使各种共享资源在被并发访问变得有序所设计的一种规则。对于任何一种数据库来说都需要有相应的锁定机制,所以MySQL自然也不能例外。MySQL数据库由于其自身架构的特点,存在多种数据存储引擎,每种存储引擎所针对的应用场景特点都不太一样,为了满足各自特定应用场景的需求,每种存储引擎的锁定机制都是为各自所面对的特定场景而优化设计,所以各存储引擎的锁定机制也有较大区别。本文没有说明的情况下默认使用的是Innodb引擎。

Innodb原理(简单说一下):

  • innodb一定存在聚簇索引,默认以主键作为聚簇索引
  • 有几个索引,就有几棵B+树(不考虑hash索引的情形)
  • 聚簇索引的叶子节点为磁盘上的真实数据。非聚簇索引的叶子节点还是索引,指向聚簇索引B+树。

锁的分类

  • 共享锁(S锁): 假设事务T1对数据A加上共享锁,那么事务T2可以读数据A,不能修改数据A。
  • 排他锁(X锁): 假设事务T1对数据A加上排他锁,那么事务T2不能读数据A,不能修改数据A。 我们通过updatedelete等语句加上的锁都是行级别的锁。只有LOCK TABLE … READLOCK TABLE … WRITE才能申请表级别的锁。
  • 意向共享锁(IS锁): 一个事务在获取(任何一行/或者全表)S锁之前,一定会先在所在的表上加IS锁。
  • 意向排他锁(IX锁): 一个事务在获取(任何一行/或者全表)X锁之前,一定会先在所在的表上加IX锁。

意向锁存在的目的

这里说一下意向锁存在的目的。假设事务T1,用X锁来锁住了表上的几条记录,那么此时表上存在IX锁,即意向排他锁。那么此时事务T2要进行

LOCK TABLE … WRITE

的表级别锁的请求,可以直接根据意向锁是否存在而判断是否有锁冲突。

加锁算法

  • Record Locks: 简单翻译为行锁。注意了,该锁是对索引记录进行加锁!锁是加在索引上而不是行上的。注意了,innodb一定存在聚簇索引,因此行锁最终都会落到聚簇索引上!
  • Gap Locks: 简单翻译为间隙锁,是对索引的间隙加锁,其目的只有一个,防止其他事物插入数据。在Read Committed隔离级别下,不会使用间隙锁。这里我对官网补充一下,隔离级别比Read Committed低的情况下,也不会使用间隙锁,如隔离级别为Read Uncommited时,也不存在间隙锁。当隔离级别为Repeatable ReadSerializable时,就会存在间隙锁。
  • Next-Key Locks: 这个理解为Record Lock+索引前面的Gap Lock。记住了,锁住的是索引前面的间隙!比如一个索引包含值,10,11,13和20。那么,间隙锁的范围如下
(negative infinity,10](10,11](11,13](13,20](20, positive infinity)

还有不懂的地方可以看一下MySQL的官方文档:https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html

快照读和当前读

在mysql中select分为快照读和当前读,执行下面的语句

select * from table where id = ?;

执行的是快照读,读的是数据库记录的快照版本,是不加锁的。(这种说法在隔离级别为Serializable中不成立,后面会再补充。)
那么,执行

select * from table where id = ? lock in share mode;

会对读取记录加S锁 (共享锁),执行

select * from table where id = ? for update

会对读取记录加X锁 (排他锁),那么加的是表锁还是行锁呢?

表锁or行锁

针对这点,我们先回忆一下事务的四个隔离级别,他们由弱到强如下所示:

  • Read Uncommited(RU): 读未提交,一个事务可以读到另一个事务未提交的数据!
  • Read Committed (RC): 读已提交,一个事务可以读到另一个事务已提交的数据!
  • Repeatable Read (RR): 可重复读,加入间隙锁,一定程度上避免了幻读的产生!注意了,只是一定程度上,并没有完全避免!我会在下一篇文章说明!另外就是记住从该级别才开始加入间隙锁(这句话记下来,后面有用到)!
  • Serializable: 串行化,该级别下读写串行化,且所有的select语句后都自动加上lock in share mode,即使用了共享锁。因此在该隔离级别下,使用的是当前读,而不是快照读。

那么关于是表锁还是行锁,大家可以看到网上最流传的一个说法是这样的

InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的,这一点MySQL与Oracle不同,后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。 InnoDB这种行锁实现特点意味着:只有通过索引条件检索数据,InnoDB才使用行级锁,否则,InnoDB将使用表锁!

这句话大家可以搜一下,都是你抄我的,我抄你的。那么,这句话本身有两处错误!
错误一: 并不是用表锁来实现锁表的操作,而是利用了

Next-Key Locks

,也可以理解为是用了行锁+间隙锁来实现锁表的操作!

为了便于说明,我来个例子,假设有表数据如下,pId为主键索引
pId(int)name(varchar)num(int)1aaa1002bbb2007ccc200
执行语句(name列无索引)

select*fromtablewhere name =`aaa`forupdate

那么此时在pId=1,2,7这三条记录上存在行锁(把行锁住了)。另外,在(-∞,1)(1,2)(2,7)(7,+∞)上存在间隙锁(把间隙锁住了)。因此,给人一种整个表锁住的错觉!

ps: 对该结论有疑问的,可自行执行

show engine innodb status

;语句进行分析。

错误二: 所有文章都不提隔离级别!
注意上面说的,之所以能够锁表,是通过行锁+间隙锁来实现的。那么,RU和RC都不存在间隙锁,这种说法在RU和RC中还能成立么?
因此,该说法只在RR和Serializable中是成立的。如果隔离级别为RU和RC,无论条件列上是否有索引,都不会锁表,只锁行!

分析

下面来对开始的问题作出解答,假设有表如下,pId为主键索引
pId(int)name(varchar)num(int)1aaa1002bbb2003bbb3007ccc200
RC/RU+条件列非索引

  1. select * from table where num = 200 不加任何锁,是快照读。
  2. select * from table where num > 200 不加任何锁,是快照读。
  3. select * from table where num = 200 lock in share mode 当num = 200,有两条记录。这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级S锁,采用当前读。
  4. select * from table where num > 200 lock in share mode 当num > 200,有一条记录。这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加上行级S锁,采用当前读。
  5. select * from table where num = 200 for update 当num = 200,有两条记录。这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级X锁,采用当前读。
  6. select * from table where num > 200 for update 当num > 200,有一条记录。这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加上行级X锁,采用当前读。

RC/RU+条件列是聚簇索引
恩,大家应该知道pId是主键列,因此pId用的就是聚簇索引。此情况其实和RC/RU+条件列非索引情况是类似的。

  1. select * from table where pId = 2 不加任何锁,是快照读。
  2. select * from table where pId > 2 不加任何锁,是快照读。
  3. select * from table where pId = 2 lock in share mode 在pId=2的聚簇索引上,加S锁,为当前读。
  4. select * from table where pId > 2 lock in share mode 在pId=3,7的聚簇索引上,加S锁,为当前读。
  5. select * from table where pId = 2 for update 在pId=2的聚簇索引上,加X锁,为当前读。
  6. select * from table where pId > 2 for update 在pId=3,7的聚簇索引上,加X锁,为当前读。

为什么条件列加不加索引,加锁情况是一样的?

其实是不一样的。在RC/RU隔离级别中,MySQL Server做了优化。在条件列没有索引的情况下,尽管通过聚簇索引来扫描全表,进行全表加锁。但是,MySQL Server层会进行过滤并把不符合条件的锁当即释放掉,因此你看起来最终结果是一样的。但是RC/RU+条件列非索引比本例多了一个释放不符合条件的锁的过程!

RC/RU+条件列是非聚簇索引
我们在num列上建上非唯一索引。此时有一棵聚簇索引(主键索引,pId)形成的B+索引树,其叶子节点为硬盘上的真实数据。以及另一棵非聚簇索引(非唯一索引,num)形成的B+索引树,其叶子节点依然为索引节点,保存了num列的字段值,和对应的聚簇索引。

接下来分析开始

  1. select * from table where num = 200 不加任何锁,是快照读。
  2. select * from table where num > 200 不加任何锁,是快照读。
  3. select * from table where num = 200 lock in share mode 当num = 200,由于num列上有索引,因此先在 num = 200的两条索引记录上加行级S锁。接着,去聚簇索引树上查询,这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级S锁,采用当前读。
  4. select * from table where num > 200 lock in share mode 当num > 200,由于num列上有索引,因此先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级S锁。接着,去聚簇索引树上查询,这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加行级S锁,采用当前读。
  5. select * from table where num = 200 for update 当num = 200,由于num列上有索引,因此先在 num = 200的两条索引记录上加行级X锁。接着,去聚簇索引树上查询,这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级X锁,采用当前读。
  6. select * from table where num > 200 for update 当num > 200,由于num列上有索引,因此先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级X锁。接着,去聚簇索引树上查询,这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加行级X锁,采用当前读。

RR/Serializable+条件列非索引
RR级别需要多考虑的就是

gap lock

,他的加锁特征在于,无论你怎么查都是锁全表。如下所示
接下来分析开始

  1. select * from table where num = 200 在RR级别下,不加任何锁,是快照读。 在Serializable级别下,在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加S锁。并且在 聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
  2. select * from table where num > 200 在RR级别下,不加任何锁,是快照读。 在Serializable级别下,在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加S锁。并且在 聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
  3. select * from table where num = 200 lock in share mode 在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加S锁。并且在 聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
  4. select * from table where num > 200 lock in share mode 在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加S锁。并且在 聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
  5. select * from table where num = 200 for update 在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加X锁。并且在 聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
  6. select * from table where num > 200 for update 在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加X锁。并且在 聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock

RR/Serializable+条件列是聚簇索引
恩,大家应该知道pId是主键列,因此pId用的就是聚簇索引。该情况的加锁特征在于,如果where后的条件为精确查询(=的情况),那么只存在record lock。如果where后的条件为范围查询(>或<的情况),那么存在的是record lock+gap lock。

  1. select * from table where pId = 2 在RR级别下,不加任何锁,是快照读。 在Serializable级别下,是当前读,在pId=2的聚簇索引上加S锁,不存在gap lock。
  2. select * from table where pId > 2 在RR级别下,不加任何锁,是快照读。 在Serializable级别下,是当前读,在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
  3. select * from table where pId = 2 lock in share mode 是当前读,在pId=2的聚簇索引上加S锁,不存在gap lock。
  4. select * from table where pId > 2 lock in share mode 是当前读,在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
  5. select * from table where pId = 2 for update 是当前读,在pId=2的聚簇索引上加X锁。
  6. select * from table where pId > 2 for update 在pId=3,7的聚簇索引上加X锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
  7. select * from table where pId = 6 [lock in share mode|for update] 注意了,pId=6是不存在的列,这种情况会在(3,7)上加gap lock。
  8. select * from table where pId > 18 [lock in share mode|for update] 注意了,pId>18,查询结果是空的。在这种情况下,是在(7,+∞)上加gap lock。

RR/Serializable+条件列是非聚簇索引
这里非聚簇索引,需要区分是否为唯一索引。因为如果是非唯一索引,间隙锁的加锁方式是有区别的。
先说一下,唯一索引的情况。如果是唯一索引,情况和RR/Serializable+条件列是聚簇索引类似,唯一有区别的是:这个时候有两棵索引树,加锁是加在对应的非聚簇索引树和聚簇索引树上!大家可以自行推敲!
下面说一下,非聚簇索引是非唯一索引的情况,他和唯一索引的区别就是通过索引进行精确查询以后,不仅存在record lock,还存在gap lock。而通过唯一索引进行精确查询后,只存在record lock,不存在gap lock。老规矩在num列建立非唯一索引

  1. select * from table where num = 200 在RR级别下,不加任何锁,是快照读。 在Serializable级别下,是当前读,在pId=2,7的聚簇索引上加S锁,在num=200的非聚集索引上加S锁,在(100,200)(200,300)加上gap lock。
  2. select * from table where num > 200 在RR级别下,不加任何锁,是快照读。 在Serializable级别下,是当前读,在pId=3的聚簇索引上加S锁,在num=300的非聚集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
  3. select * from table where num = 200 lock in share mode 是当前读,在pId=2,7的聚簇索引上加S锁,在num=200的非聚集索引上加S锁,在(100,200)(200,300)加上gap lock。
  4. select * from table where num > 200 lock in share mode 是当前读,在pId=3的聚簇索引上加S锁,在num=300的非聚集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock。
  5. select * from table where num = 200 for update 是当前读,在pId=2,7的聚簇索引上加S锁,在num=200的非聚集索引上加X锁,在(100,200)(200,300)加上gap lock。
  6. select * from table where num > 200 for update 是当前读,在pId=3的聚簇索引上加S锁,在num=300的非聚集索引上加X锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
  7. select * from table where num = 250 [lock in share mode|for update] 注意了,num=250是不存在的列,这种情况会在(200,300)上加gap lock。
  8. select * from table where num > 400 [lock in share mode|for update] 注意了,pId>400,查询结果是空的。在这种情况下,是在(400,+∞)上加gap lock。

MySQL中的死锁

死锁的产生

死锁: 是指两个或两个以上的进程在执行过程中,因争夺资源而造成的一种互相等待的现象,若无外力作用,它们都将无法推进下去.此时称系统处于死锁状态或系统产生了死锁,这些永远在互相等待的进程称为死锁进程。表级锁不会产生死锁.所以解决死锁主要还是针对于最常用的InnoDB。

死锁的关键在于:两个(或以上)的Select加锁的顺序不一致。

那么对应的解决死锁问题的关键就是:让不同的Select加锁有次序

死锁的检测

在并发系统中不同线程出现循环资源依赖,涉及的线程都在等待别的线程释放资源时,就会导致这几个线程都进入无限等待的状态,称为死锁。
事务A事务B

begin;
update t set k=k+1 where id=1;
begin;
update t set k=k+1 where id=2;
update t set k=k+1 where id=2;
update t set k=k+1 where id=1;

事务A在等待事务B释放id=2的行锁,而事务B在等待事务A释放id=1的行锁。事务A和事务B在互相等待对方的资源释放,就是进入了死锁状态。当出现死锁以后,有两种策略:

  • 一种策略是,直接进入等待,直到超时。这个超时时间可以通过参数innodb_lock_wait_timeout来设置
  • 另一种策略是,发起死锁检测,发现死锁后,主动回滚死锁链条中的某一个事务,让其他事务得以继续执行。将参数innodb_deadlock_detect设置为on,表示开启这个逻辑

在InnoDB中,

innodb_lock_wait_timeout

的默认值是50s,意味着如果采用第一个策略,当出现死锁以后,第一个被锁住的线程要过50s才会超时退出,然后其他线程才有可能继续执行。对于在线服务来说,这个等待时间往往是无法接受的

正常情况下还是要采用主动死锁检查策略,而且

innodb_deadlock_detect

的默认值本身就是on。主动死锁监测在发生死锁的时候,是能够快速发现并进行处理的,但是它有额外负担的。每当一个事务被锁的时候,就要看看它所依赖的线程有没有被别人锁住,如此循环,最后判断是否出现了循环等待,也就是死锁

如果所有事务都要更新同一行的场景,每个新来的被堵住的线程都要判断会不会由于自己的加入导致死锁,这是一个时间复杂度是 O(n) 的操作

怎么解决由这种热点行更新导致的性能问题?

  1. 如果确保这个业务一定不会出现死锁,可以临时把死锁检测关掉
  2. 控制并发度
  3. 将一行改成逻辑上的多行来减少锁冲突。以影院账户为例,可以考虑放在多条记录上,比如10个记录,影院的账户总额等于这10个记录的值的总和。这样每次要给影院账户加金额的时候,随机选其中一条记录来加。这样每次冲突概率变成员原来的1/10,可以减少锁等待个数,也就减少了死锁检测的CPU消耗

解除死锁的两种方法

  1. 终止(或撤销)进程。终止(或撤销)系统中的一个或多个死锁进程,直至打破循环环路,使系统从死锁状态中解除出来。
  2. 抢占资源。从一个或多个进程中抢占足够数量的资源,分配给死锁进程,以打破死锁状态。

第一种方法手动实现:
在mysql中,输入

show processlist;

kill掉等待中或者睡眠的进程,重复操作即可

kill 10430(进程Id);

本文转载自: https://blog.csdn.net/weixin_51626435/article/details/123411622
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