MySQL锁(表锁,行锁,共享锁,排它锁,间隙锁)使用详解
锁，在现实生活中是为我们想要隐藏于外界所使用的一种工具。在计算机中，是协调多个进程或县城并发访问某一资源的一种机制。在数据库当中，除了传统的计算资源（CPU、RAM、I/O等等）的争用之外，数据也是一种供许多用户共享访问的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性，是所有数据库必须解决的一个问题，锁的冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这一角度来说，锁对于数据库而言就显得尤为重要。
MySQL锁
相对于其他的数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，最显著的特点就是不同的存储引擎支持不同的锁机制。根据不同的存储引擎，MySQL中锁的特性可以大致归纳如下：
| 行锁 | 表锁 | 页锁 | |
| MyISAM | √ |
||
| BDB | √ |
√ |
|
| InnoDB | √ |
√ |
开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能
表锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定力度大，发生锁冲突概率高，并发度最低
行锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度小，发生锁冲突的概率低，并发度高
页锁：开销和加锁速度介于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般
从上述的特点课件，很难笼统的说哪种锁最好，只能根据具体应用的特点来说哪种锁更加合适。仅仅从锁的角度来说的话：
表锁更适用于以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用；行锁更适用于有大量按索引条件并发更新少量不同数据，同时又有并发查询的应用。（PS：由于BDB已经被InnoDB所取代，我们只讨论MyISAM表锁和InnoDB行锁的问题）
MyISAM表锁
MyISAM存储引擎只支持表锁，这也是MySQL开始几个版本中唯一支持的锁类型。随着应用对事务完整性和并发性要求的不断提高，MySQL才开始开发基于事务的存储引擎，后来慢慢出现了支持页锁的BDB存储引擎和支持行锁的InnoDB存储引擎（实际InnoDB是单独的一个公司，现在已经被Oracle公司收购）。但是MyISAM的表锁依然是使用最为广泛的锁类型。本节将详细介绍MyISAM表锁的使用。
查询表级锁争用情况
可以通过检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量来分析系统上的表锁定争夺：
mysql>showstatuslike'table%'; +-----------------------+-------+ |Variable_name|Value| +-----------------------+-------+ |Table_locks_immediate|2979| |Table_locks_waited|0| +-----------------------+-------+ 2rowsinset(0.00sec))
如果Table_locks_waited的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用情况。
MySQL表级锁的锁模式
MySQL的表级锁有两种模式：表共享读锁（TableReadLock）和表独占写锁（TableWriteLock）。锁模式的兼容性如下表所示。
MySQL中的表锁兼容性
|
请求锁模式 是否兼容 当前锁模式 |
None | 读锁 | 写锁 |
| 读锁 | 是 | 是 | 否 |
| 写锁 | 是 | 否 | 否 |
可见，对MyISAM表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；对MyISAM表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；MyISAM表的读操作与写操作之间，以及写操作之间是串行的！根据如下表所示的例子可以知道，当一个线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁的线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。
MyISAM存储引擎的写阻塞读例子
| session_1 | session_2 |
|
获得表film_text的WRITE锁定 mysql>locktablefilm_textwrite;QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
|
|
当前session对锁定表的查询、更新、插入操作都可以执行： mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1001; |
其他session对锁定表的查询被阻塞，需要等待锁被释放： mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1001;等待 |
|
释放锁： mysql>unlocktables;QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
等待 |
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Session2获得锁，查询返回： mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1001;+---------+-------+ |film_id|title| +---------+-------+ |1001 |Test | +---------+-------+ 1rowinset(57.59sec) |
如何加表锁
MyISAM在执行查询语句（SELECT）前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要用户干预，因此，用户一般不需要直接用LOCKTABLE命令给MyISAM表显式加锁。在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并非必须如此。
给MyISAM表显示加锁，一般是为了在一定程度模拟事务操作，实现对某一时间点多个表的一致性读取。例如，有一个订单表orders，其中记录有各订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail，其中记录有各订单每一产品的金额小计subtotal，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符，可能就需要执行如下两条SQL：
Selectsum(total)fromorders; Selectsum(subtotal)fromorder_detail;
这时，如果不先给两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句执行过程中，order_detail表可能已经发生了改变。因此，正确的方法应该是：
Locktablesordersreadlocal,order_detailreadlocal; Selectsum(total)fromorders; Selectsum(subtotal)fromorder_detail; Unlocktables;
要特别说明以下两点内容。
上面的例子在LOCKTABLES时加了“local”选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾并发插入记录，有关MyISAM表的并发插入问题，在后面的章节中还会进一步介绍。
在用LOCKTABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及到表的锁，并且MySQL不支持锁升级。也就是说，在执行LOCKTABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实，在自动加锁的情况下也基本如此，MyISAM总是一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁（DeadlockFree）的原因。
在如下表所示的例子中，一个session使用LOCKTABLE命令给表film_text加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录，但更新或访问其他表都会提示错误；同时，另外一个session可以查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。
MyISAM存储引擎的读阻塞写例子
| session_1 | session_2 |
|
获得表film_text的READ锁定 mysql>locktablefilm_textwrite;QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
|
|
当前session可以查询该表记录 mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1001;+---------+------------------+ |film_id|title | +---------+------------------+ |1001 |ACADEMYDINOSAUR| +---------+------------------+ 1rowinset(0.00sec) |
其他session也可以查询该表的记录 mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1001;+---------+------------------+ |film_id|title | +---------+------------------+ |1001 |ACADEMYDINOSAUR| +---------+------------------+ 1rowinset(0.00sec) |
|
当前session不能查询没有锁定的表 mysql>selectfilm_id,titlefromfilmwherefilm_id=1001;ERROR1100(HY000):Table'film'wasnotlockedwithLOCKTABLES |
其他session可以查询或者更新未锁定的表 mysql>selectfilm_id,titlefromfilmwherefilm_id=1001;+---------+---------------+ |film_id|title | +---------+---------------+ |1001 |updaterecord| +---------+---------------+ 1rowinset(0.00sec) mysql>updatefilmsettitle='Test'wherefilm_id=1001; QueryOK,1rowaffected(0.04sec) Rowsmatched:1 Changed:1 Warnings:0 |
|
当前session中插入或者更新锁定的表都会提示错误： mysql>insertintofilm_text(film_id,title)values(1002,'Test');ERROR1099(HY000):Table'film_text'waslockedwithaREADlockandcan'tbeupdated mysql>updatefilm_textsettitle='Test'wherefilm_id=1001; ERROR1099(HY000):Table'film_text'waslockedwithaREADlockandcan'tbeupdated |
其他session更新锁定表会等待获得锁： mysql>updatefilm_textsettitle='Test'wherefilm_id=1001;等待 |
|
释放锁 mysql>unlocktables;QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
等待 |
|
Session获得锁，更新操作完成： mysql>updatefilm_textsettitle='Test'wherefilm_id=1001;QueryOK,1rowaffected(1min0.71sec) Rowsmatched:1 Changed:1 Warnings:0 |
注意，当使用LOCKTABLES时，不仅需要一次锁定用到的所有表，而且，同一个表在SQL语句中出现多少次，就要通过与SQL语句中相同的别名锁定多少次，否则也会出错！举例说明如下。
（1）对actor表获得读锁：
mysql>locktableactorread; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)
（2）但是通过别名访问会提示错误：
mysql>selecta.first_name,a.last_name,b.first_name,b.last_namefromactora,actorbwherea.first_name=b.first_nameanda.first_name='Lisa'anda.last_name='Tom'anda.last_name<>b.last_name; ERROR1100(HY000):Table'a'wasnotlockedwithLOCKTABLES
（3）需要对别名分别锁定：
mysql>locktableactorasaread,actorasbread; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)
（4）按照别名的查询可以正确执行：
mysql>selecta.first_name,a.last_name,b.first_name,b.last_namefromactora,actorbwherea.first_name=b.first_nameanda.first_name='Lisa'anda.last_name='Tom'anda.last_name<>b.last_name; +------------+-----------+------------+-----------+ |first_name|last_name|first_name|last_name| +------------+-----------+------------+-----------+ |Lisa|Tom|LISA|MONROE| +------------+-----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec)
并发插入（ConcurrentInserts）
上文提到过MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言的。在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。
MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞（即表的中间没有被删除的行），MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。
在如下表所示的例子中，session_1获得了一个表的READLOCAL锁，该线程可以对表进行查询操作，但不能对表进行更新操作；其他的线程（session_2），虽然不能对表进行删除和更新操作，但却可以对该表进行并发插入操作，这里假设该表中间不存在空洞。
MyISAM存储引擎的读写（INSERT）并发例子
| session_1 | session_2 |
|
获得表film_text的READLOCAL锁定 mysql>locktablefilm_textreadlocal;QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
|
|
当前session不能对锁定表进行更新或者插入操作： mysql>insertintofilm_text(film_id,title)values(1002,'Test');ERROR1099(HY000):Table'film_text'waslockedwithaREADlockandcan'tbeupdated mysql>updatefilm_textsettitle='Test'wherefilm_id=1001; ERROR1099(HY000):Table'film_text'waslockedwithaREADlockandcan'tbeupdated |
其他session可以进行插入操作，但是更新会等待： mysql>insertintofilm_text(film_id,title)values(1002,'Test');QueryOK,1rowaffected(0.00sec) mysql>updatefilm_textsettitle='UpdateTest'wherefilm_id=1001; 等待 |
|
当前session不能访问其他session插入的记录： mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1002;Emptyset(0.00sec) |
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|
释放锁： mysql>unlocktables; |
等待 |
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当前session解锁后可以获得其他session插入的记录： mysql>selectfilm_id,titlefromfilm_textwherefilm_id=1002;+---------+-------+ |film_id|title| +---------+-------+ |1002 |Test | +---------+-------+ 1rowinset(0.00sec) |
Session2获得锁，更新操作完成： mysql>updatefilm_textsettitle='UpdateTest'wherefilm_id=1001;QueryOK,1rowaffected(1min17.75sec) Rowsmatched:1 Changed:1 Warnings:0 |
可以利用MyISAM存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入的锁争用。例如，将concurrent_insert系统变量设为2，总是允许并发插入；同时，通过定期在系统空闲时段执行OPTIMIZETABLE语句来整理空间碎片，收回因删除记录而产生的中间空洞。有关OPTIMIZETABLE语句的详细介绍，可以参见第18章中“两个简单实用的优化方法”一节的内容。
MyISAM的锁调度
前面讲过，MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作是串行的。那么，一个进程请求某个MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？答案是写进程先获得锁。不仅如此，即使读请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读锁请求之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求要重要。这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因，因为，大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能永远阻塞。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为。
通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
通过执行命令SETLOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用（如用户登录系统）中，读锁等待严重的问题。
另外，MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突，即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值，当一个表的读锁达到这个值后，MySQL就暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会。
上面已经讨论了写优先调度机制带来的问题和解决办法。这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此，应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题，因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。
InnoDB锁问题
InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁。行级锁与表级锁本来就有许多不同之处，另外，事务的引入也带来了一些新问题。下面我们先介绍一点背景知识，然后详细讨论InnoDB的锁问题。
背景知识
1．事务（Transaction）及其ACID属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4个属性，通常简称为事务的ACID属性。
原子性（Atomicity）：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
隔离性（Isolation）：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
持久性（Durable）：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
银行转帐就是事务的一个典型例子。
2．并发事务处理带来的问题
相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况。
更新丢失（LostUpdate）：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题－－最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题。
脏读（DirtyReads）：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做"脏读"。
不可重复读（Non-RepeatableReads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
幻读（PhantomReads）：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
3．事务隔离级别
在上面讲到的并发事务处理带来的问题中，“更新丢失”通常是应该完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，基本上可分为以下两种。
一种是在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。
另一种是不用加任何锁，通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照（Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别（语句级或事务级）的一致性读取。从用户的角度来看，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本，因此，这种技术叫做数据多版本并发控制（MultiVersionConcurrencyControl，简称MVCC或MCC），也经常称为多版本数据库。
数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSISQL92定义了4个事务隔离级别，每个级别的隔离程度不同，允许出现的副作用也不同，应用可以根据自己的业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡“隔离”与“并发”的矛盾。下表很好地概括了这4个隔离级别的特性。
4种隔离级别比较
|
读数据一致性及允许的并发副作用 隔离级别 |
读数据一致性 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|
未提交读（Readuncommitted） |
最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据 | 是 | 是 | 是 |
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已提交度（Readcommitted） |
语句级 | 否 | 是 | 是 |
|
可重复读（Repeatableread） |
事务级 | 否 | 否 | 是 |
|
可序列化（Serializable） |
最高级别，事务级 | 否 | 否 | 否 |
最后要说明的是：各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供Readcommitted和Serializable两个标准隔离级别，另外还提供自己定义的Readonly隔离级别；SQLServer除支持上述ISO/ANSISQL92定义的4个隔离级别外，还支持一个叫做“快照”的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读，但某些情况下又不是，这些内容在后面的章节中将会做进一步介绍。
获取InnoDB行锁争用情况
可以通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况：
mysql>showstatuslike'innodb_row_lock%'; +-------------------------------+-------+ |Variable_name|Value| +-------------------------------+-------+ |InnoDB_row_lock_current_waits|0| |InnoDB_row_lock_time|0| |InnoDB_row_lock_time_avg|0| |InnoDB_row_lock_time_max|0| |InnoDB_row_lock_waits|0| +-------------------------------+-------+ 5rowsinset(0.01sec)
如果发现锁争用比较严重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高，还可以通过设置InnoDBMonitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等，并分析锁争用的原因。
具体方法如下：
mysql>CREATETABLEinnodb_monitor(aINT)ENGINE=INNODB; QueryOK,0rowsaffected(0.14sec)
然后就可以用下面的语句来进行查看：
mysql>Showinnodbstatus\G; ***************************1.row*************************** Type:InnoDB Name: Status: … … ------------ TRANSACTIONS ------------ Trxidcounter0117472192 Purgedonefortrx'sn:o<0117472190undon:o<00 Historylistlength17 Totalnumberoflockstructsinrowlockhashtable0 LISTOFTRANSACTIONSFOREACHSESSION: ---TRANSACTION0117472185,notstarted,processno11052,OSthreadid1158191456 MySQLthreadid200610,queryid291197localhostroot ---TRANSACTION0117472183,notstarted,processno11052,OSthreadid1158723936 MySQLthreadid199285,queryid291199localhostroot Showinnodbstatus …
监视器可以通过发出下列语句来停止查看：
mysql>DROPTABLEinnodb_monitor; QueryOK,0rowsaffected(0.05sec)
设置监视器后，在SHOWINNODBSTATUS的显示内容中，会有详细的当前锁等待的信息，包括表名、锁类型、锁定记录的情况等，便于进行进一步的分析和问题的确定。打开监视器以后，默认情况下每15秒会向日志中记录监控的内容，如果长时间打开会导致.err文件变得非常的巨大，所以用户在确认问题原因之后，要记得删除监控表以关闭监视器，或者通过使用“--console”选项来启动服务器以关闭写日志文件。
InnoDB的行锁模式及加锁方法
InnoDB实现了以下两种类型的行锁。
共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
排他锁（X)：允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。另外，为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制，InnoDB还有两种内部使用的意向锁（IntentionLocks），这两种意向锁都是表锁。
意向共享锁（IS）：事务打算给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。
意向排他锁（IX）：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
上述锁模式的兼容情况具体如下表所示。
InnoDB行锁模式兼容性列表
|
请求锁模式 是否兼容 当前锁模式 |
X | IX | S | IS |
| X | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 |
| IX | 冲突 | 兼容 | 冲突 | 兼容 |
| S | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 |
| IS | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。
意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预。对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁（X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；事务可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排他锁。
共享锁（S）：SELECT*FROMtable_nameWHERE...LOCKINSHAREMODE。
排他锁（X)：SELECT*FROMtable_nameWHERE...FORUPDATE。
用SELECT...INSHAREMODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT...FORUPDATE方式获得排他锁。
在如下表所示的例子中，使用了SELECT...INSHAREMODE加锁后再更新记录，看看会出现什么情况，其中actor表的actor_id字段为主键。
InnoDB存储引擎的共享锁例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178; +----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178; +----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec) |
|
当前session对actor_id=178的记录加sharemode的共享锁： mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178lockinsharemode;+----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.01sec) |
|
|
其他session仍然可以查询记录，并也可以对该记录加sharemode的共享锁： mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178lockinsharemode;+----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.01sec) |
|
|
当前session对锁定的记录进行更新操作，等待锁： mysql>updateactorsetlast_name='MONROET'whereactor_id=178;等待 |
|
|
其他session也对该记录进行更新操作，则会导致死锁退出： mysql>updateactorsetlast_name='MONROET'whereactor_id=178; |
|
|
获得锁后，可以成功更新： mysql>updateactorsetlast_name='MONROET'whereactor_id=178;QueryOK,1rowaffected(17.67sec) Rowsmatched:1 Changed:1 Warnings:0 |
当使用SELECT...FORUPDATE加锁后再更新记录，出现如下表所示的情况。
InnoDB存储引擎的排他锁例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178; +----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178; +----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec) |
|
当前session对actor_id=178的记录加forupdate的排它锁： mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178forupdate;+----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec) |
|
|
其他session可以查询该记录，但是不能对该记录加共享锁，会等待获得锁： mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178;+----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROE | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(0.00sec) mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178forupdate; 等待 |
|
|
当前session可以对锁定的记录进行更新操作，更新后释放锁： mysql>updateactorsetlast_name='MONROET'whereactor_id=178;QueryOK,1rowaffected(0.00sec) Rowsmatched:1 Changed:1 Warnings:0 mysql>commit; QueryOK,0rowsaffected(0.01sec) |
|
|
其他session获得锁，得到其他session提交的记录： mysql>selectactor_id,first_name,last_namefromactorwhereactor_id=178forupdate;+----------+------------+-----------+ |actor_id|first_name|last_name| +----------+------------+-----------+ |178 |LISA |MONROET | +----------+------------+-----------+ 1rowinset(9.59sec) |
InnoDB行锁实现方式
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！
在实际应用中，要特别注意InnoDB行锁的这一特性，不然的话，可能导致大量的锁冲突，从而影响并发性能。下面通过一些实际例子来加以说明。
（1）在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。
在如下所示的例子中，开始tab_no_index表没有索引：
mysql>createtabletab_no_index(idint,namevarchar(10))engine=innodb; QueryOK,0rowsaffected(0.15sec) mysql>insertintotab_no_indexvalues(1,'1'),(2,'2'),(3,'3'),(4,'4'); QueryOK,4rowsaffected(0.00sec) Records:4Duplicates:0Warnings:0
InnoDB存储引擎的表在不使用索引时使用表锁例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtab_no_indexwhereid=1; +------+------+ |id |name| +------+------+ |1 |1 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtab_no_indexwhereid=2; +------+------+ |id |name| +------+------+ |2 |2 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
| mysql>select*fromtab_no_indexwhereid=1forupdate; +------+------+ |id |name| +------+------+ |1 |1 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
|
| mysql>select*fromtab_no_indexwhereid=2forupdate;
等待 |
在如上表所示的例子中，看起来session_1只给一行加了排他锁，但session_2在请求其他行的排他锁时，却出现了锁等待！原因就是在没有索引的情况下，InnoDB只能使用表锁。当我们给其增加一个索引后，InnoDB就只锁定了符合条件的行，如下表所示。
创建tab_with_index表，id字段有普通索引：
mysql>createtabletab_with_index(idint,namevarchar(10))engine=innodb; QueryOK,0rowsaffected(0.15sec) mysql>altertabletab_with_indexaddindexid(id); QueryOK,4rowsaffected(0.24sec) Records:4Duplicates:0Warnings:0
InnoDB存储引擎的表在使用索引时使用行锁例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=1; +------+------+ |id |name| +------+------+ |1 |1 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=2; +------+------+ |id |name| +------+------+ |2 |2 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
| mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=1forupdate; +------+------+ |id |name| +------+------+ |1 |1 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
|
| mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=2forupdate; +------+------+ |id |name| +------+------+ |2 |2 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
（2）由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果是使用相同的索引键，是会出现锁冲突的。应用设计的时候要注意这一点。
在如下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有索引，name字段没有索引：
mysql>altertabletab_with_indexdropindexname; QueryOK,4rowsaffected(0.22sec) Records:4Duplicates:0Warnings:0 mysql>insertintotab_with_indexvalues(1,'4'); QueryOK,1rowaffected(0.00sec) mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=1; +------+------+ |id|name| +------+------+ |1|1| |1|4| +------+------+ 2rowsinset(0.00sec)
InnoDB存储引擎使用相同索引键的阻塞例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
| mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=1andname='1'forupdate; +------+------+ |id |name| +------+------+ |1 |1 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
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|
虽然session_2访问的是和session_1不同的记录，但是因为使用了相同的索引，所以需要等待锁： mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=1andname='4'forupdate;等待 |
（3）当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。
在如下表所示的例子中，表tab_with_index的id字段有主键索引，name字段有普通索引：
mysql>altertabletab_with_indexaddindexname(name); QueryOK,5rowsaffected(0.23sec) Records:5Duplicates:0Warnings:0
InnoDB存储引擎的表使用不同索引的阻塞例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
| mysql>select*fromtab_with_indexwhereid=1forupdate; +------+------+ |id |name| +------+------+ |1 |1 | |1 |4 | +------+------+ 2rowsinset(0.00sec) |
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Session_2使用name的索引访问记录，因为记录没有被索引，所以可以获得锁： mysql>select*fromtab_with_indexwherename='2'forupdate;+------+------+ |id |name| +------+------+ |2 |2 | +------+------+ 1rowinset(0.00sec) |
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由于访问的记录已经被session_1锁定，所以等待获得锁。： mysql>select*fromtab_with_indexwherename='4'forupdate; |
（4）即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果MySQL认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。因此，在分析锁冲突时，别忘了检查SQL的执行计划，以确认是否真正使用了索引。
在下面的例子中，检索值的数据类型与索引字段不同，虽然MySQL能够进行数据类型转换，但却不会使用索引，从而导致InnoDB使用表锁。通过用explain检查两条SQL的执行计划，我们可以清楚地看到了这一点。
例子中tab_with_index表的name字段有索引，但是name字段是varchar类型的，如果where条件中不是和varchar类型进行比较，则会对name进行类型转换，而执行的全表扫描。
mysql>altertabletab_no_indexaddindexname(name); QueryOK,4rowsaffected(8.06sec) Records:4Duplicates:0Warnings:0 mysql>explainselect*fromtab_with_indexwherename=1\G ***************************1.row*************************** id:1 select_type:SIMPLE table:tab_with_index type:ALL possible_keys:name key:NULL key_len:NULL ref:NULL rows:4 Extra:Usingwhere 1rowinset(0.00sec) mysql>explainselect*fromtab_with_indexwherename='1'\G ***************************1.row*************************** id:1 select_type:SIMPLE table:tab_with_index type:ref possible_keys:name key:name key_len:23 ref:const rows:1 Extra:Usingwhere 1rowinset(0.00sec)
间隙锁（Next-Key锁）
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做“间隙（GAP)”，InnoDB也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制就是所谓的间隙锁（Next-Key锁）。
举例来说，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,...,100,101，下面的SQL：
Select*fromempwhereempid>100forupdate;
是一个范围条件的检索，InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁，也会对empid大于101（这些记录并不存在）的“间隙”加锁。
InnoDB使用间隙锁的目的，一方面是为了防止幻读，以满足相关隔离级别的要求，对于上面的例子，要是不使用间隙锁，如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事务如果再次执行上述语句，就会发生幻读；另外一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。有关其恢复和复制对锁机制的影响，以及不同隔离级别下InnoDB使用间隙锁的情况，在后续的章节中会做进一步介绍。
很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，InnoDB这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入，这往往会造成严重的锁等待。因此，在实际应用开发中，尤其是并发插入比较多的应用，我们要尽量优化业务逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据，避免使用范围条件。
还要特别说明的是，InnoDB除了通过范围条件加锁时使用间隙锁外，如果使用相等条件请求给一个不存在的记录加锁，InnoDB也会使用间隙锁！
在如下表所示的例子中，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,......,100,101。
InnoDB存储引擎的间隙锁阻塞例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>select@@tx_isolation; +-----------------+ |@@tx_isolation | +-----------------+ |REPEATABLE-READ| +-----------------+ 1rowinset(0.00sec) mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
mysql>select@@tx_isolation; +-----------------+ |@@tx_isolation | +-----------------+ |REPEATABLE-READ| +-----------------+ 1rowinset(0.00sec) mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) |
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当前session对不存在的记录加forupdate的锁： mysql>select*fromempwhereempid=102forupdate;Emptyset(0.00sec) |
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这时，如果其他session插入empid为102的记录（注意：这条记录并不存在），也会出现锁等待： mysql>insertintoemp(empid,...)values(102,...);阻塞等待 |
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Session_1执行rollback： mysql>rollback; |
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由于其他session_1回退后释放了Next-Key锁，当前session可以获得锁并成功插入记录： mysql>insertintoemp(empid,...)values(102,...);QueryOK,1rowaffected(13.35sec) |
恢复和复制的需要，对InnoDB锁机制的影响
MySQL通过BINLOG录执行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新数据的SQL语句，并由此实现MySQL数据库的恢复和主从复制（可以参见本书“管理篇”的介绍）。MySQL的恢复机制（复制其实就是在SlaveMysql不断做基于BINLOG的恢复）有以下特点。
l一是MySQL的恢复是SQL语句级的，也就是重新执行BINLOG中的SQL语句。这与Oracle数据库不同，Oracle是基于数据库文件块的。
l二是MySQL的Binlog是按照事务提交的先后顺序记录的，恢复也是按这个顺序进行的。这点也与Oralce不同，Oracle是按照系统更新号（SystemChangeNumber，SCN）来恢复数据的，每个事务开始时，Oracle都会分配一个全局唯一的SCN，SCN的顺序与事务开始的时间顺序是一致的。
从上面两点可知，MySQL的恢复机制要求：在一个事务未提交前，其他并发事务不能插入满足其锁定条件的任何记录，也就是不允许出现幻读，这已经超过了ISO/ANSISQL92“可重复读”隔离级别的要求，实际上是要求事务要串行化。这也是许多情况下，InnoDB要用到间隙锁的原因，比如在用范围条件更新记录时，无论在ReadCommited或是RepeatableRead隔离级别下，InnoDB都要使用间隙锁，但这并不是隔离级别要求的，有关InnoDB在不同隔离级别下加锁的差异在下一小节还会介绍。
另外，对于“insertintotarget_tabselect*fromsource_tabwhere...”和“createtablenew_tab...select...Fromsource_tabwhere...(CTAS)”这种SQL语句，用户并没有对source_tab做任何更新操作，但MySQL对这种SQL语句做了特别处理。先来看如下表的例子。
CTAS操作给原表加锁例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtarget_tab; Emptyset(0.00sec) mysql>select*fromsource_tabwherename='1'; +----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|1 | 1| | 5|1 | 1| | 6|1 | 1| | 7|1 | 1| | 8|1 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtarget_tab; Emptyset(0.00sec) mysql>select*fromsource_tabwherename='1'; +----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|1 | 1| | 5|1 | 1| | 6|1 | 1| | 7|1 | 1| | 8|1 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) |
| mysql>insertintotarget_tabselectd1,namefromsource_tabwherename='1'; QueryOK,5rowsaffected(0.00sec) Records:5 Duplicates:0 Warnings:0 |
|
| mysql>updatesource_tabsetname='1'wherename='8';
等待 |
|
| commit; | |
|
返回结果 commit; |
在上面的例子中，只是简单地读source_tab表的数据，相当于执行一个普通的SELECT语句，用一致性读就可以了。ORACLE正是这么做的，它通过MVCC技术实现的多版本数据来实现一致性读，不需要给source_tab加任何锁。我们知道InnoDB也实现了多版本数据，对普通的SELECT一致性读，也不需要加任何锁；但这里InnoDB却给source_tab加了共享锁，并没有使用多版本数据一致性读技术！
MySQL为什么要这么做呢？其原因还是为了保证恢复和复制的正确性。因为不加锁的话，如果在上述语句执行过程中，其他事务对source_tab做了更新操作，就可能导致数据恢复的结果错误。为了演示这一点，我们再重复一下前面的例子，不同的是在session_1执行事务前，先将系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值设置为“on”（其默认值为off），具体结果如下表所示。
CTAS操作不给原表加锁带来的安全问题例子
| session_1 | session_2 |
| mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>setinnodb_locks_unsafe_for_binlog='on' QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtarget_tab; Emptyset(0.00sec) mysql>select*fromsource_tabwherename='1'; +----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|1 | 1| | 5|1 | 1| | 6|1 | 1| | 7|1 | 1| | 8|1 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) |
mysql>setautocommit=0; QueryOK,0rowsaffected(0.00sec) mysql>select*fromtarget_tab; Emptyset(0.00sec) mysql>select*fromsource_tabwherename='1'; +----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|1 | 1| | 5|1 | 1| | 6|1 | 1| | 7|1 | 1| | 8|1 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) |
| mysql>insertintotarget_tabselectd1,namefromsource_tabwherename='1'; QueryOK,5rowsaffected(0.00sec) Records:5 Duplicates:0 Warnings:0 |
|
|
session_1未提交，可以对session_1的select的记录进行更新操作。 mysql>updatesource_tabsetname='8'wherename='1';QueryOK,5rowsaffected(0.00sec) Rowsmatched:5 Changed:5 Warnings:0 mysql>select*fromsource_tabwherename='8'; +----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|8 | 1| | 5|8 | 1| | 6|8 | 1| | 7|8 | 1| | 8|8 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) |
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更新操作先提交 mysql>commit;QueryOK,0rowsaffected(0.05sec) |
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插入操作后提交 mysql>commit;QueryOK,0rowsaffected(0.07sec) |
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此时查看数据，target_tab中可以插入source_tab更新前的结果，这符合应用逻辑： mysql>select*fromsource_tabwherename='8';+----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|8 | 1| | 5|8 | 1| | 6|8 | 1| | 7|8 | 1| | 8|8 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) mysql>select*fromtarget_tab; +------+------+ |id |name| +------+------+ |4 |1.00| |5 |1.00| |6 |1.00| |7 |1.00| |8 |1.00| +------+------+ 5rowsinset(0.00sec) |
mysql>select*fromtt1wherename='1'; Emptyset(0.00sec) mysql>select*fromsource_tabwherename='8'; +----+------+----+ |d1|name|d2| +----+------+----+ | 4|8 | 1| | 5|8 | 1| | 6|8 | 1| | 7|8 | 1| | 8|8 | 1| +----+------+----+ 5rowsinset(0.00sec) mysql>select*fromtarget_tab; +------+------+ |id |name| +------+------ |