浅谈Mysql共享锁、排他锁、悲观锁、乐观锁及其使用场景

概述Mysql共享锁、排他锁、悲观锁、乐观锁及其使用场景 一、相关名词 |--表级锁（锁定整个表） |--页级锁（锁定一页） |--行级锁（锁定一行） |--共享锁（S锁，MyISAM 叫做读锁） |--

MysqL共享锁、排他锁、悲观锁、乐观锁及其使用场景

一、相关名词

|--表级锁（锁定整个表）

|--页级锁（锁定一页）

|--行级锁（锁定一行）

|--共享锁（S锁，MyISAM 叫做读锁）

|--排他锁（X锁，MyISAM 叫做写锁）

|--悲观锁（抽象性，不真实存在这个锁）

|--乐观锁（抽象性，不真实存在这个锁）

 

二、InnoDB与MyISAM

MysqL 在5.5之前默认使用 MyISAM 存储引擎，之后使用 InnoDB 。查看当前存储引擎：

show variables like '%storage_engine%';

MyISAM *** 作数据都是使用的表锁，你更新一条记录就要锁整个表，导致性能较低，并发不高。当然同时它也不会存在死锁问题。

而 InnoDB 与 MyISAM 的最大不同有两点：一是 InnoDB 支持事务；二是 InnoDB 采用了行级锁。也就是你需要修改哪行，就可以只锁定哪行。

在 MysqL 中，行级锁并不是直接锁记录，而是锁索引。索引分为主键索引和非主键索引两种，如果一条sql 语句 *** 作了主键索引，MysqL 就会锁定这条主键索引；如果一条语句 *** 作了非主键索引，MysqL会先锁定该非主键索引，再锁定相关的主键索引。

InnoDB 行锁是通过给索引项加锁实现的，如果没有索引，InnoDB 会通过隐藏的聚簇索引来对记录加锁。也就是说：如果不通过索引条件检索数据，那么InnoDB将对表中所有数据加锁，实际效果跟表锁一样。因为没有了索引，找到某一条记录就得扫描全表，要扫描全表，就得锁定表。

 

三、共享锁与排他锁

1.首先说明：数据库的增删改 *** 作默认都会加排他锁，而查询不会加任何锁。

|--共享锁：对某一资源加共享锁，自身可以读该资源，其他人也可以读该资源（也可以再继续加共享锁，即 共享锁可多个共存），但无法修改。要想修改就必须等所有共享锁都释放完之后。语法为：

select * from table lock in share mode

|--排他锁：对某一资源加排他锁，自身可以进行增删改查，其他人无法进行任何 *** 作。语法为：

select * from table for update

 

2.下面援引例子说明（援自：http://blog.csdn.net/samjustin1/article/details/52210125）：

这里用T1代表一个数据库执行请求，T2代表另一个请求，也可以理解为T1为一个线程，T2 为另一个线程。

 

例1：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:select * from table lock in share mode（假设查询会花很长时间，下面的例子也都这么假设）

T2:update table set column1='hello'

 

过程：

T1运行（并加共享锁)

T2运行

If T1还没执行完

T2等......

else 锁被释放

T2执行

end if

 

T2 之所以要等，是因为 T2 在执行 update 前，试图对 table 表加一个排他锁，而数据库规定同一资源上不能同时共存共享锁和排他锁。所以 T2 必须等 T1 执行完，释放了共享锁，才能加上排他锁，然后才能开始执行 update 语句。

 

例2：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:select * from table lock in share mode

T2:select * from table lock in share mode

 

这里T2不用等待T1执行完，而是可以马上执行。

 

分析：

T1运行，则 table 被加锁，比如叫lockA，T2运行，再对 table 加一个共享锁，比如叫lockB，两个锁是可以同时存在于同一资源上的（比如同一个表上）。这被称为共享锁与共享锁兼容。这意味着共享锁不阻止其它人同时读资源，但阻止其它人修改资源。

 

例3：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:select * from table lock in share mode

T2:select * from table lock in share mode

T3:update table set column1='hello'

 

T2 不用等 T1 运行完就能运行，T3 却要等 T1 和 T2 都运行完才能运行。因为 T3 必须等 T1 和 T2 的共享锁全部释放才能进行加排他锁然后执行 update *** 作。

 

例4：（死锁的发生）-----------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:begin tran

     select * from table lock in share mode

     update table set column1='hello'

T2:begin tran

     select * from table lock in share mode

     update table set column1='world'

 

假设 T1 和 T2 同时达到 select，T1 对 table 加共享锁，T2 也对 table 加共享锁，当 T1 的 select 执行完，准备执行 update 时，根据锁机制，T1 的共享锁需要升级到排他锁才能执行接下来的 update。在升级排他锁前，必须等 table 上的其它共享锁（T2）释放，同理，T2 也在等 T1 的共享锁释放。于是死锁产生了。

 

例5：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:begin tran

     update table set column1='hello' where ID=10

T2:begin tran

     update table set column1='world' where ID=20

 

这种语句虽然最为常见，很多人觉得它有机会产生死锁，但实际上要看情况

|--如果ID是主键（默认有主键索引），那么T1会一下子找到该条记录(ID=10的记录），然后对该条记录加排他锁，T2，同样，一下子通过索引定位到记录，然后对ID=20的记录加排他锁，这样T1和T2各更新各的，互不影响。T2也不需要等。

|--如果ID是普通的一列，没有索引。那么当T1对ID=10这一行加排他锁后，T2为了找到ID=20，需要对全表扫描。但因为T1已经为一条记录加了排他锁，导致T2的全表扫描进行不下去（其实是因为T1加了排他锁，数据库默认会为该表加意向锁，T2要扫描全表，就得等该意向锁释放，也就是T1执行完成），就导致T2等待。

 

死锁怎么解决呢？一种办法是，如下：

例6：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:begin tran

     select * from table for update

     update table set column1='hello'

T2:begin tran

     select * from table for update

     update table set column1='world'

 

这样，当 T1 的 select 执行时，直接对表加上了排他锁，T2 在执行 select 时，就需要等 T1 事物完全执行完才能执行。排除了死锁发生。但当第三个 user 过来想执行一个查询语句时，也因为排他锁的存在而不得不等待，第四个、第五个 user 也会因此而等待。在大并发情况下，让大家等待显得性能就太友好了。

所以，有些数据库这里引入了更新锁（如Mssql，注意：MysqL不存在更新锁）。

 

例7：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------

T1:begin tran

     select * from table [加更新锁 *** 作]

     update table set column1='hello'

T2:begin tran

     select * from table [加更新锁 *** 作]

     update table set column1='world'

 

更新锁其实就可以看成排他锁的一种变形，只是它也允许其他人读（并且还允许加共享锁）。但不允许其他 *** 作，除非我释放了更新锁。T1 执行 select，加更新锁。T2 运行，准备加更新锁，但发现已经有一个更新锁在那儿了，只好等。当后来有 user3、user4...需要查询 table 表中的数据时，并不会因为 T1 的 select 在执行就被阻塞，照样能查询，相比起例6，这提高了效率。

 

后面还有意向锁和计划锁：

计划锁，和程序员关系不大，就没去了解。
意向锁（innodb特有）分意向共享锁和意向排他锁。
意向共享锁：表示事务获取行共享锁时，必须先得获取该表的意向共享锁；
意向排他锁：表示事务获取行排他锁时，必须先得获取该表的意向排他锁；
我们知道，如果要对整个表加锁，需保证该表内目前不存在任何锁。

因此，如果需要对整个表加锁，那么就可以根据：检查意向锁是否被占用，来知道表内目前是否存在共享锁或排他锁了。而不需要再一行行地去检查每一行是否被加锁。

 

四、乐观锁与悲观锁

首先说明，乐观锁和悲观锁都是针对读（select）来说的。

案例：

某商品，用户购买后库存数应-1，而某两个或多个用户同时购买，此时三个执行程序均同时读得库存为“n”，之后进行了一些 *** 作，最后将均执行update table set 库存数=n-1，那么，很显然这是错误的。

 

解决：

使用悲观锁（其实说白了也就是排他锁）

|-- 程序A在查询库存数时使用排他锁（select * from table where ID=10 for update）

|-- 然后进行后续的 *** 作，包括更新库存数，最后提交事务。

|-- 程序B在查询库存数时，如果A还未释放排他锁，它将等待……

|-- 程序C同B……
使用乐观锁（靠表设计和代码来实现）

|-- 一般是在该商品表添加version版本字段或者timestamp时间戳字段

|-- 程序A查询后，执行更新变成了：
    update table set num=num-1 where ID=10 and version=23  

这样，保证了修改的数据是和它查询出来的数据是一致的（其他执行程序肯定未进行修改）。当然，如果更新失败，表示在更新 *** 作之前，有其他执行程序已经更新了该库存数，那么就可以尝试重试来保证更新成功。为了尽可能避免更新失败，可以合理调整重试次数（阿里巴巴开发手册规定重试次数不低于三次）。
总结：对于以上，可以看得出来乐观锁和悲观锁的区别：

悲观锁实际使用了排他锁来实现（select **** for update）。文章开头说到，innodb加行锁的前提是：必须是通过索引条件来检索数据，否则会切换为表锁。

因此，悲观锁在未通过索引条件检索数据时，会锁定整张表。导致其他程序不允许“加锁的查询 *** 作”，影响吞吐。故如果在查询居多的情况下，推荐使用乐观锁。

“加锁的查询 *** 作”：加过排他锁的数据行在其他事务中是不能修改的，也不能通过for update或lock in share mode的加锁方式查询，但可以直接通过select ...from...查询数据，因为普通查询没有任何锁机制。
乐观锁更新有可能会失败，甚至是更新几次都失败，这是有风险的。所以如果写入居多，对吞吐要求不高，可使用悲观锁。
也就是一句话：读用乐观锁，写用悲观锁。
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总结

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