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上篇 MySQL 语句加锁剖析

发布时间:01/01 来源:未知 浏览: 关键词:
mysql学习栏目剖析MySQL语句的加锁

引荐(免费):mysql学习(视频)

事前预备

创立一个储备三国英雄的hero表:

CREATE TABLE hero (    number INT,    name VARCHAR(100),    country varchar(100),    PRIMARY KEY (number),    KEY idx_name (name)) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

然后向这个表里插入几笔记录:

INSERT INTO hero VALUES    (1, 'l刘备', '蜀'),    (3, 'z诸葛亮', '蜀'),    (8, 'c曹操', '魏'),    (15, 'x荀彧', '魏'),    (20, 's孙权', '吴');

然后此刻hero表就有了两个索引(一个二级索引,一个聚簇索引),示企图如下:

12611b61d834badc4921546f01728d7.png

语句加锁剖析

其实啊,“XXX语句该加什么锁”本身就是个伪命题,一条语句需要加的锁受到许多前提制约,比方说:

  • 事务的隔离级别

  • 语句施行时使用的索引(比方聚簇索引、独一二级索引、一般二级索引)

  • 查询前提(比方说==<>=等等)

  • 详细施行的语句类型

在连续具体剖析语句的加锁历程前,大家必然要有一个全局概念:加锁只是解决并发事务施行历程中引发的脏写脏读不成反复读幻读这些问题的一种解决方案(MVCC算是一种解决脏读不成反复读幻读这些问题的一种解决方案),必然要意识到加锁的动身点是为理解决这些问题,不一样情形下要解决的问题不一样,才致使加的锁不一样,千万不要为了加锁而加锁,容易把本人绕进去。当然,有时候由于MySQL详细的实现而致使一些情形下的加锁有些不太好懂得,这就得我们死记硬背了~

我们这里把语句分为3种大类:一般的SELECT语句、锁定读的语句、INSERT语句,我们离别看一下。

一般的SELECT语句

一般的SELECT语句在:

  • READ UNCOMMITTED隔离级别下,不加锁,直接读取记载的最新版本,大概发生脏读不成反复读幻读问题。

  • READ COMMITTED隔离级别下,不加锁,在每次施行一般的SELECT语句时都会生成一个ReadView,这样解决了脏读问题,但没有解决不成反复读幻读问题。

  • REPEATABLE READ隔离级别下,不加锁,只在第一次施行一般的SELECT语句时生成一个ReadView,这样把脏读不成反复读幻读问题都解决了。

    不外这里有一个小插曲:

    # 事务T1,REPEATABLE READ隔离级别下
    mysql> BEGIN;
    Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
    mysql> SELECT * FROM hero WHERE number = 30;
    Empty set (0.01 sec)
    # 此时事务T2施行了:INSERT INTO hero VALUES(30, 'g关羽', '魏'); 并提交
    mysql> UPDATE hero SET country = '蜀' WHERE number = 30;
    Query OK, 1 row affected (0.01 sec)Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
    mysql> SELECT * FROM hero WHERE number = 30;
    | number | name    | country |
    |     30 | g关羽   | 蜀      |
    1 row in set (0.01 sec)

    REPEATABLE READ隔离级别下,T1第一次施行一般的SELECT语句时生成了一个ReadView,之后T2hero表中新插入了一笔记录便提交了,ReadView并不克不及阻挠T1施行UPDATE或者DELETE语句来对改动这个新插入的记载(由于T2已经提交,改动该记载并不会造成堵塞),但是这样一来这条新记载的trx_id潜藏列就变成了T1事务id,之后T1中再使用一般的SELECT语句去查询这笔记录时就可以看到这笔记录了,也就把这笔记录返回给客户端了。由于这个非凡现象的存在,你也可以认为InnoDB中的MVCC并不克不及完完全全的制止幻读。

  • SERIALIZABLE隔离级别下,需要分为两种状况计议:

  • 在系统变量autocommit=0时,也就是禁用主动提交时,一般的SELECT语句会被转为SELECT ... LOCK IN SHARE MODE这样的语句,也就是在读取记载前需要先获得记载的S锁,详细的加锁状况和REPEATABLE READ隔离级别下一样,我们后边再剖析。

  • 在系统变量autocommit=1时,也就是启用主动提交时,一般的SELECT语句并不加锁,只是利用MVCC来生成一个ReadView去读取记载。

    为啥不加锁呢?由于启用主动提交意味着一个事务中只包括一条语句,一条语句也就没有啥不成反复读幻读这样的问题了。

锁定读的语句

我们把下边四种语句放到一起计议:

  • 语句一:SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;

  • 语句二:SELECT ... FOR UPDATE;

  • 语句三:UPDATE ...

  • 语句四:DELETE ...

我们说语句一语句二MySQL中规定的两种锁定读的语法格局,而语句三语句四由于在施行历程需要第一定位到被改动的记载并给记载加锁,也可以被认为是一种锁定读

READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED隔离级别下

READ UNCOMMITTED下语句的加锁方式和READ COMMITTED隔离级别下语句的加锁方式根本一致,所以就放到一块儿说了。值得留意的是,采纳加锁方式解决并发事务带来的问题时,其实脏读不成反复读在任何一个隔离级别下都不会发生(由于读-写操纵需要排队停止)。

关于使用主键停止等值查询的状况
  • 使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE来为记载加锁,比方说:

    SELECT * FROM hero WHERE number = 8 LOCK IN SHARE MODE;

    这个语句施行时只需要拜访一下聚簇索引中number值为8的记载,所以只需要给它加一个S型正经记载锁就好了,如图所示:

58299ba752fe29eb048e84ae93e9d18.png

  • 使用SELECT ... FOR UPDATE来为记载加锁,比方说:

    SELECT * FROM hero WHERE number = 8 FOR UPDATE;

    这个语句施行时只需要拜访一下聚簇索引中number值为8的记载,所以只需要给它加一个X型正经记载锁就好了,如图所示:

edaea07cb263f62472bdfca4534f9f4.png

  • 小贴士: 为了区分S锁和X锁,我们之后在示企图中就把加了S锁的记载染成蓝色,把加了X锁的记载染成紫色。

  • 使用UPDATE ...来为记载加锁,比方说:

    UPDATE hero SET country = '汉' WHERE number = 8;

    这条UPDATE语句并没有更新二级索引列,加锁方式和上边所说的SELECT ... FOR UPDATE语句一致。

    假如UPDATE语句中更新了二级索引列,比方说:

    UPDATE hero SET name = 'cao曹操' WHERE number = 8;

    该语句的实际施行步骤是第一更新对应的number值为8的聚簇索引记载,再更新对应的二级索引记载,所以加锁的步骤就是:

  1. number值为8的聚簇索引记载加上X型正经记载锁(该记载对应的)。

  2. 为该聚簇索引记载对应的idx_name二级索引记载(也就是name值为'c曹操'number值为8的那条二级索引记载)加上X型正经记载锁

画个图就是这样:

c4a6d2592c659492dee1c0eacd433bf.png

小贴士: 我们用带圆圈的数字来表示为各笔记录加锁的次序。

  • 使用DELETE ...来为记载加锁,比方说:

    DELETE FROM hero WHERE number = 8;

    我们平常所说的“DELETE表中的一笔记录”其实意味着对聚簇索引和所有的二级索引中对应的记载做DELETE操纵,本例子中就是要先把number值为8的聚簇索引记载施行DELETE操纵,然后把对应的idx_name二级索引记载删除,所以加锁的步骤和上边更新带有二级索引列的UPDATE语句一致,就不画图了。

关于使用主键停止范畴查询的状况
  • 使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE来为记载加锁,比方说:

    SELECT * FROM hero WHERE number <= 8 LOCK IN SHARE MODE;

    这个语句看起来十分简便,但它的施行历程还是有一丢丢小复杂的:

  1. 先到聚簇索引中定位到知足number <= 8的第一笔记录,也就是number值为1的记载,然后为其加锁。

  2. 推断一下该记载可否相符索引前提下推中的前提。

    我们前边介绍过一个称之为索引前提下推Index Condition Pushdown,简称ICP)的功效,也就是把查询中与被使用索引有关的查询前提下推到储备引擎中推断,而不是返回到server层再推断。不外需要留意的是,索引前提下推只是为了减少回表次数,也就是减少读取完全的聚簇索引记载的次数,从而减少IO操纵。而关于聚簇索引而言不需要回表,它本身就包括着全部的列,也起不到减少IO操纵的作用,所以设计InnoDB的大叔们规定这个索引前提下推特性只适用于二级索引。也就是说在本例中与被使用索引有关的前提是:number <= 8,而number列又是聚簇索引列,所以本例中并没有相符索引前提下推的查询前提,天然也就不需要推断该记载可否相符索引前提下推中的前提。

  3. 推断一下该记载可否相符范畴查询的边界前提

    由于在本例中是利用主键number停止范畴查询,设计InnoDB的大叔规定每从聚簇索引中取出一笔记录时都要推断一下该记载可否相符范畴查询的边界前提,也就是number <= 8这个前提。假如相符的话将其返回给server层连续处置,不然的话需要开释掉在该记载上加的锁,并给server层返回一个查询完毕的信息。

    关于number值为1的记载是相符这个前提的,所以会将其返回到server层连续处置。

  4. 将该记载返回到server层连续推断。

    server层假如收到储备引擎层供给的查询完毕的信息,就完毕查询,不然连续推断那些没有停止索引前提下推的前提,在本例中就是连续推断number <= 8这个前提可否成立。噫,不是在第3步中已经推断过了么,如何在这又推断一回?是的,设计InnoDB的大叔采纳的战略就是这么简便粗暴,把但凡没有经过索引前提下推的前提都需要放到server层再推断一遍。假如该记载相符剩余的前提(没有停止索引前提下推的前提),那么就把它发送给客户端,不然的话需要开释掉在该记载上加的锁。

  5. 然后刚刚查询得到的这笔记录(也就是number值为1的记载)组成的单向链表连续向后查寻,得到了number值为3的记载,然后反复第2345这几个步骤。

小贴士: 上述步骤是在MySQL 5.7.21这个版本中验证的,不包管其他版本有无出入。

但是这个历程有个问题,就是当寻到number值为8的那笔记录的时候,还得向后寻一笔记录(也就是number值为15的记载),在储备引擎读取这笔记录的时候,也就是上述的第1步中,就得为这笔记录加锁,然后在第3步时,推断该记载不相符number <= 8这个前提,又要开释掉这笔记录的锁,这个历程致使number值为15的记载先被加锁,然后把锁开释掉,历程就是这样:

409b3b669090358b90c34e0604de22c.png

这个历程成心思的一点就是,假如你先在事务T1中施行:

# 事务T1BEGIN;SELECT * FROM hero WHERE number <= 8 LOCK IN SHARE MODE;

然后再到事务T2中施行:

# 事务T2BEGIN;SELECT * FROM hero WHERE number = 15 FOR UPDATE;

是没有问题的,由于在T2施行时,事务T1已经开释掉了number值为15的记载的锁,但是假如你先施行T2,再施行T1,由于T2已经持有了number值为15的记载的锁,事务T1将由于猎取不到这个锁而等候。

我们再看一个使用主键停止范畴查询的例子:

SELECT * FROM hero WHERE number >= 8 LOCK IN SHARE MODE;

这个语句的施行历程其实和我们举的上一个例子相似。也是先到聚簇索引中定位到知足number >= 8这个前提的第一笔记录,也就是number值为8的记载,然后就可以沿着由记载组成的单向链表一路向后寻,每寻到一笔记录,就会为其加上锁,然后推断该记载符不相符范畴查询的边界前提,不外这里的边界前提比力非凡:number >= 8,只要记载不小于8就算相符边界前提,所以推断和没推断是一样一样的。最后把这笔记录返回给server层server层再推断number >= 8这个前提可否成立,假如成立的话就发送给客户端,不然的话就完毕查询。不外InnoDB储备引擎寻到索引中的最后一笔记录,也就是Supremum伪记载之后,在储备引擎内部就可以马上推断这是一条伪记载,不必要返回给server层处置,也没必要给它也加上锁(也就是说在第1步中就压根儿没给这笔记录加锁)。整个历程会给number值为81520这三笔记录加上S型正经记载锁,画个图表示一下就是这样:

6a9a2161515e31b7360cd1805171a45.png

  • 使用SELECT ... FOR UPDATE语句来为记载加锁:

    SELECT ... FOR UPDATE语句相似,只不外加的是X型正经记载锁

  • 使用UPDATE ...来为记载加锁,比方说:

    UPDATE hero SET country = '汉' WHERE number >= 8;

    这条UPDATE语句并没有更新二级索引列,加锁方式和上边所说的SELECT ... FOR UPDATE语句一致。

    假如UPDATE语句中更新了二级索引列,比方说:

    UPDATE hero SET name = 'cao曹操' WHERE number >= 8;

    这时候会第一更新聚簇索引记载,再更新对应的二级索引记载,所以加锁的步骤就是:

  1. number值为8的聚簇索引记载加上X型正经记载锁

  2. 然后为上一步中的记载索引记载对应的idx_name二级索引记载加上X型正经记载锁

  3. number值为15的聚簇索引记载加上X型正经记载锁

  4. 然后为上一步中的记载索引记载对应的idx_name二级索引记载加上X型正经记载锁

  5. number值为20的聚簇索引记载加上X型正经记载锁

  6. 然后为上一步中的记载索引记载对应的idx_name二级索引记载加上X型正经记载锁

画个图就是这样:

d363414aee7e266a08e0ae829220cce.png

假如是下边这个语句:

UPDATE hero SET namey = '汉' WHERE number <= 8;

则会对number值为138聚簇索引记载乃至它们对应的二级索引记载加X型正经记载锁,加锁次序和上边语句中的加锁次序相似,都是先对一条聚簇索引记载加锁后,再给对应的二级索引记载加锁。之后会连续对number值为15的聚簇索引记载加锁,但是随后InnoDB储备引擎推断它不相符边界前提,立即会开释掉该聚簇索引记载上的锁(留意这个历程中没有对number值为15的聚簇索引记载对应的二级索引记载加锁)。详细示企图就不画了。

  • 使用DELETE ...来为记载加锁,比方说:

    DELETE FROM hero WHERE number >= 8;

    DELETE FROM hero WHERE number <= 8;

    这两个语句的加锁状况和更新带有二级索引列的UPDATE语句一致,就不画图了。

关于使用二级索引停止等值查询的状况

小贴士: 在READ UNCOMMITTED和READ COMMITTED隔离级别下,使用一般的二级索引和独一二级索引停止加锁的历程是一样的,所以我们也就不分开计议了。

  • 使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE来为记载加锁,比方说:

    SELECT * FROM hero WHERE name = 'c曹操' LOCK IN SHARE MODE;

    这个语句的施行历程是先通过二级索引idx_name定位到知足name = 'c曹操'前提的二级索引记载,然后停止回表操纵。所以先要对二级索引记载加S型正经记载锁,然后再给对应的聚簇索引记载加S型正经记载锁,示企图如下:

e0174a38f10091d72fabf2dd05e1d2a.png

  • 这里需要再次强调一下这个语句的加锁次序:

  1. 先对name列为'c曹操'二级索引记载停止加锁。

  2. 再对响应的聚簇索引记载停止加锁

小贴士: 我们知道idx_name是一个一般的二级索引,到idx_name索引中定位到知足name= ‘c曹操’这个前提的第一笔记录后,就可以沿着这笔记录一路向后寻。可是从我们上边的描写中可以看出来,并没有对下一条二级索引记载停止加锁,这是为什么呢?这是由于设计InnoDB的大叔对等值匹配的前提有非凡处置,他们规定在InnoDB储备引擎层查寻到当前记载的下一笔记录时,在对其加锁前就直接推断该记载可否知足等值匹配的前提,假如不知足直接返回(也就是不加锁了),不然的话需要将其加锁后再返回给server层。所以这里也就不需要对下一条二级索引记载停止加锁了。

此刻要介绍一个非常有味的事情,我们假设上边这个语句在事务T1中运转,然后事务T2中运转下边一个我们此前介绍过的语句:

UPDATE hero SET name = '曹操' WHERE number = 8;

这两个语句都是要对number值为8的聚簇索引记载和对应的二级索引记载加锁,但是不一样点是加锁的次序不一样。这个UPDATE语句是先对聚簇索引记载停止加锁,后对二级索引记载停止加锁,假如在不一样事务中运转上述两个语句,大概发生一种贼巧妙的事情 ——

  • 事务T2持有了聚簇索引记载的锁,事务T1持有了二级索引记载的锁。

  • 事务T2在等候猎取二级索引记载上的锁,事务T1在等候猎取聚簇索引记载上的锁。

两个事务都离别持有一个锁,并且都在等候对方已经持有的阿谁锁,这种状况就是所谓的死锁,两个事务都没法运转下去,必需选中一个停止回滚,对机能影响比力大。

  • 使用SELECT ... FOR UPDATE语句时,比方:

    SELECT * FROM hero WHERE name = 'c曹操' FOR UPDATE;

    这种状况下与SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句的加锁状况相似,都是给拜访到的二级索引记载和对应的聚簇索引记载加锁,只不外加的是X型正经记载锁罢了。

  • 使用UPDATE ...来为记载加锁,比方说:

    与更新二级索引记载的SELECT ... FOR UPDATE的加锁状况相似,不外假如被更新的列中还有别的二级索引列的话,对应的二级索引记载也会被加锁。

  • 使用DELETE ...来为记载加锁,比方说:

    SELECT ... FOR UPDATE的加锁状况相似,不外假如表中还有别的二级索引列的话,对应的二级索引记载也会被加锁。

关于使用二级索引停止范畴查询的状况
  • 使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE来为记载加锁,比方说:

    SELECT * FROM hero FORCE INDEX(idx_name)  WHERE name >= 'c曹操' LOCK IN SHARE MODE;

    小贴士: 由于优化器会运算使用二级索引停止查询的成本,在成本较大时大概选中以全表扫描的方式来施行查询,所以我们这里使用FORCE INDEX(idx_name)来强迫使用二级索引idx_name来施行查询。

    这个语句的施行历程其实是先到二级索引中定位到知足name >= 'c曹操'的第一笔记录,也就是name值为c曹操的记载,然后就可以沿着这笔记录的链表一路向后寻,从二级索引idx_name的示企图中可以看出,所有的会员记载都知足name >= 'c曹操'的这个前提,所以所有的二级索引记载都会被加S型正经记载锁,它们对应的聚簇索引记载也会被加S型正经记载锁。不外需要留意一下加锁次序,对一条二级索引记载加锁完后,会接着对它响应的聚簇索引记载加锁,完后才会对下一条二级索引记载停止加锁,以此类推~ 画个图表示一下就是这样:

4214a4f69570de18a6b49954a8654c7.png

  • 再来看下边这个语句:

    SELECT * FROM hero FORCE INDEX(idx_name) WHERE name <= 'c曹操' LOCK IN SHARE MODE;

    这个语句的加锁状况就有点儿有味了。前边说在使用number <= 8这个前提的语句中,需要把number值为15的记载也加一个锁,之后又推断它不相符边界前提而把锁开释掉。而关于查询前提name <= 'c曹操'的语句来说,施行该语句需要使用到二级索引,而与二级索引相关的前提是可以使用索引前提下推这个特性的。设计InnoDB的大叔规定,假如一笔记录不相符索引前提下推中的前提的话,直接跳到下一笔记录(这个历程基本不将其返回到server层),假如这已经是最后一笔记录,那么直接向server层报告查询完毕。但是这里头有个问题呀:先对一笔记录加了锁,然后再推断该记载是不是相符索引前提下推的前提,假如不相符直接跳到下一笔记录或者直接向server层报告查询完毕,这个历程中并没有把那条被加锁的记载上的锁开释掉呀!!!。本例中使用的查询前提是name <= 'c曹操',在为name值为'c曹操'的二级索引记载乃至它对应的聚簇索引加锁之后,会接着二级索引中的下一笔记录,也就是name值为'l刘备'的那条二级索引记载,由于该记载不相符索引前提下推的前提,并且是范畴查询的最后一笔记录,会直接向server层报告查询完毕,重点是这个历程中并不会开释name值为'l刘备'的二级索引记载上的锁,也就致使了语句施行完毕时的加锁状况如下所示:

fd3483ba9c6062518e0738a7ecf1d11.png

  • 这模样会造成一个为难状况,假设T1施行了上述语句并且尚未提交,T2再施行这个语句:

    SELECT * FROM hero WHERE name = 'l刘备' FOR UPDATE;

    T2中的语句需要猎取name值为l刘备的二级索引记载上的X型正经记载锁,而T1中依然持有name值为l刘备的二级索引记载上的S型正经记载锁,这就造成了T2猎取不到锁而进入等候状态。

    小贴士: 为啥不克不及开释不相符索引前提下推中的前提的二级索引记载上的锁呢?这个问题我也没想清楚,人家就是这么规定的,假如有清楚的小伙伴可以加我微信 xiaohaizi4919 来计议一下哈~ 再强调一下,我使用的MySQL版本是5.7.21,不包管其他版本中的加锁情形可否完全一致。

  • 使用SELECT ... FOR UPDATE语句时:

    SELECT ... FOR UPDATE语句相似,只不外加的是X型正经记载锁

  • 使用UPDATE ...来为记载加锁,比方说:

    UPDATE hero SET country = '汉' WHERE name >= 'c曹操';

    小贴士: FORCE INDEX只对SELECT语句起作用,UPDATE语句虽然支撑该语法,但本色上不起作用,DELETE语句压根儿不支撑该语法。

    假设该语句施行时使用了idx_name二级索引来停止锁定读,那么它的加锁方式和上边所说的SELECT ... FOR UPDATE语句一致。假如有其他二级索引列也被更新,那么也会为对应的二级索引记载停止加锁,就不赘述了。不外还有一个有味的状况,比方说:

    UPDATE hero SET country = '汉' WHERE name <= 'c曹操';

    我们前边说的索引前提下推这个特性只适用于SELECT语句,也就是说UPDATE语句中没法使用,那么这个语句就会为name值为'c曹操''l刘备'的二级索引记载乃至它们对应的聚簇索引停止加锁,之后在推断边界前提时发明name值为'l刘备'的二级索引记载不相符name <= 'c曹操'前提,再把该二级索引记载和对应的聚簇索引记载上的锁开释掉。这个历程如下图所示:

1e38665452ae5ff6aa6bbefe67db50e.png

  • 使用DELETE ...来为记载加锁,比方说:

    DELETE FROM hero WHERE name >= 'c曹操';

    DELETE FROM hero WHERE name <= 'c曹操';

    假如这两个语句采纳二级索引来停止锁定读,那么它们的加锁状况和更新带有二级索引列的UPDATE语句一致,就不画图了。

全表扫描的状况

比方说:

SELECT * FROM hero WHERE country  = '魏' LOCK IN SHARE MODE;

由于country列上未建索引,所以只能采纳全表扫描的方式来施行这条查询语句,储备引擎每读取一条聚簇索引记载,就会为这笔记录加锁一个S型正常记载锁,然后返回给server层,假如server层推断country = '魏'这个前提可否成立,假如成立则将其发送给客户端,不然会开释掉该记载上的锁,画个图就像这样:

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使用SELECT ... FOR UPDATE停止加锁的状况与上边相似,只不外加的是X型正经记载锁,就不赘述了。

关于UPDATE ...DELETE ...的语句来说,在遍历聚簇索引中的记载,都会为该聚簇索引记载加上X型正经记载锁,然后:

  • 假如该聚簇索引记载不知足前提,直接把该记载上的锁开释掉。

  • 假如该聚簇索引记载知足前提,则会对响应的二级索引记载加上X型正经记载锁DELETE语句会对所有二级索引列加锁,UPDATE语句只会为更新的二级索引列对应的二级索引记载加锁)。

以上就是上篇 MySQL 语句加锁剖析的具体内容,更多请关注百分百源码网其它相关文章!

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