当Mysql行锁遇到复合主键与多列索引的示例分析
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背景
在配合其他项目组做系统压测,过程中出现了偶发的死锁问题。分析代码后发现有复合主键的update情况,更新复合主键表时只使用了一个字段更新,同时在事务内又有对该表的insert操作,结果出现了偶发的死锁问题。
比如表t_lock_test中有两个主键都为primary key(a,b)
,但是更新时却通过update t_lock_test .. where a = ?
,然后该事务内又有insert into t_lock_test values(...)
InnoDB中的锁算法是Next-Key Locking,很可能是因为这个点导致的死锁,但是复合主键下会出发Next-Key Locking吗,那多列联合unique索引下又会触发Next-Key Locking吗,书上并没有找到答案,得实际测试一下。
InnoDB中的锁
锁是数据库系统区别于文件系统的一个关键特性。锁机制用于管理对共享资源的并发访[插图]。InnoDB存储引擎会在行级别上对表数据上锁,这固然不错。不过InnoDB存储引擎也会在数据库内部其他多个地方使用锁,从而允许对多种不同资源提供并发访问。例如,操作缓冲池中的LRU列表,删除、添加、移动LRU列表中的元素,为了保证一致性,必须有锁的介入。数据库系统使用锁是为了支持对共享资源进行并发访问,提供数据的完整性和一致性。
由于使用锁时基本都是在InnoDB存储引擎下,所以跳过MyISAM,直接讨论InnoDB。
锁类型
InnoDB存储引擎实现了如下两种标准的行级锁:
共享锁(S Lock),允许事务读一行数据
排它锁(x lOCK),允许事务删除或更新一条数据
如果一个事务T1已经获得了r的共享锁,那么另外的事务T2可以立即获得行r的共享锁,因为读取并没有改变r的数据,成这种情况为锁兼容(Lock Compatible)。但若有其他的事务T3箱获得行r的排它锁,则比如等待T1、T2释放行r上的共享锁——这种情况称为锁不兼容。
排它锁和共享锁的兼容性:
\ | X | S |
---|---|---|
X | 不兼容 | 不兼容 |
S | 不兼容 | 兼容 |
InnoDB中对数据进行Update操作会产生行锁,也可以显示的添加行锁(也就是平时所说的“悲观锁”)
select for update
锁算法
InnoDB有3种行锁的算法,其分别是:
Record Lock:单个行记录上的锁,就是字面意思的行锁
Record Lock会锁住索引记录(注意这里说的是索引,因为InnoDB下主键索引即数据),ruguo InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引,那么这时对InnoDB存储引擎会使用隐士的主键来进行锁定。
Gap Lock:间隙锁,锁定一个范围,但不包含记录本身
Next-Key Lock:Gap Lock+Record Lock,锁定一个范围,并且锁定记录本身
Gap Lock和Next-Key Lock的锁定区间划分原则是一样的。
例如一个索引有10/11/13和20这四个值,那么该索引被划分的的区间为:
(-∞,10]
(10,11]
(11,13]
(13,20]
(20,+∞]
采用Next-Key Lock的锁定技术称为Next-Key Locking。其设计的目的是为了解决Phantom Problem,这将在下一小节中介绍。而利用这种锁定技术,锁定的不是单个值,而是一个范围,是谓词锁(predict lock)的一种改进。
当查询的索引含有唯一(unique)属性时(主键索引,唯一索引)InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock优化,将其降级为Record Lock,即仅锁住索引本身,不是范围。
下面来看一个辅助索引(非唯一索引)下的锁示例:
CREATE TABLE z ( a INT, b INT, PRIMARY KEY(a), KEY(b) ); INSERT INTO z SELECT 1,1; INSERT INTO z SELECT 3,1; INSERT INTO z SELECT 5,3; INSERT INTO z SELECT 7,6; INSERT INTO z SELECT 10,8;
表z的列b是辅助索引,若果事务A中执行:
SELECT * FROM z WHERE b=3 FOR UPDATE
由于b列是辅助索引,所以此时会使用Next-Key Locking算法,锁定的范围是(1,3]。特别注意,InnoDB还会对辅助索引的下一个值加上Gap Lock,即还有一个辅助索引范围为(3,6]的锁。因此,若在新事务B中运行以下SQL,都会被阻塞:
1. SELECT * FROM z WHERE a = 5 LOCK IN SHARE MODE;//S锁 2. INSERT INTO z SELECT 4,2; 3. INSERT INTO z SELECT 6,5;
第1个SQL不能执行,因为在事务A中执行的SQL已经对聚集索引中列a=5的值加上X锁,因此执行会被阻塞。
第2个SQL,主键插入4,没有问题,但是插入的辅助索引值2在锁定的范围(1,3]中,因此执行同样会被阻塞。
第3个SQL,插入的主键6没有被锁定,5也不在范围(1,3]之间。但插入的b列值5在另下一个Gap Lock范围(3,6]中,故同样需要等待。
而下面的SQL语句,由于不在Next-Key Lock和Gap Lock范围内,不会被阻塞,可以立即执行:
INSERT INTO z SELECT 8,6; INSERT INTO z SELECT 2,0; INSERT INTO z SELECT 6,7;
从上面的例子可以发现,Gap Lock的作用是为了组织多个事务将数据插入到统一范围内,这样会导致幻读问题(Phantom Problem)。例子中事务A已经锁定了b=3的记录。若此时没有Gap Lock锁定(3,6],其他事务就可以插入索引b列为3的记录,这会导致事务A中的用户再次执行同样查询会返回不同的记录,即导致幻读问题的产生。
用户也可以通过以下两种方式来显示的关闭Gap Lock(但不推荐):
将事务的隔离级别设置为READ COMMITED
将参数innodb_locks_unsafe_for_binlog设置为1
在InnoDB中,对于Insert的操作,会检查插入记录的下一条记录是否被锁定,若已经被锁定,则不允许插入。对于上面的例子,事务A已经锁定了表z中b=3的记录,即已经锁定了(1,3]的范围,这时若在其他事务中执行如下插入也会导致阻塞:
INSERT INTO z SELECT 2,0
因为在辅助索引列b上插入值为2的记录时,会监测到下一个记录3已经被索引,修改b列值后,就可以执行了
INSERT INTO z SELECT 2,0
幻读(Phantom Problem)
幻读是指在同一事务下,连续执行两次同样的SQL语句可能会导致不同的结果,第二次的SQL可能会返回之前不存在的行。
在默认的事务隔离级别(REPEATABLE READ)下,InnoDB存储引擎采用Next—Key Locking机制来避免幻读问题。
复(联)合主键与锁
上面的锁机制介绍(摘自《Mysql技术内幕 InnoDB存储引擎 第2版》),只是针对辅助索引和聚集索引,那么复合主键下行锁的表现形式又是怎么样呢?从书上并没有找到答案,实际来测试一下。
首先创建一个复合主键的表
CREATE TABLE `composite_primary_lock_test` ( `id1` int(255) NOT NULL, `id2` int(255) NOT NULL, PRIMARY KEY (`id1`,`id2`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin; INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (10, 10); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (1, 8); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (3, 6); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (5, 6); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (3, 3); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (1, 1); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (5, 1); INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (7, 1);
事务A先来查询id2=6的列,并添加行锁
select * from composite_primary_lock_test where id2 = 6 lock in share mode
此时的锁会降级到Record Lock吗?事务B Update一条Next-Key Lock范围内的数据(id1=1,id2=8)证明一下:
UPDATE `composite_primary_lock_test` SE WHERE `id1` = 1 AND `id2` = 8;
结果是UPDATE被阻塞了,那么再来试试加锁时在where中把两个主键都带上:
select * from composite_primary_lock_test where id2 = 6 and id1 = 5 lock in share mode
执行UPDATE
UPDATE `composite_primary_lock_test` SE WHERE `id1` = 1 AND `id2` = 8;
结果是UPDATE没有被阻塞
上面加锁的id2=6的数据,不只1条,那么再试试对唯一的数据id2=8,只根据一个主键加锁呢,会不会降级为行级锁:
select * from composite_primary_lock_test where id2 = 8 lock in share mode;
UPDATE `composite_primary_lock_test` SE WHERE `id1` = 12 AND `id2` = 10;
结果也是被阻塞了,实验证明:
复合主键下,如果加锁时不带上所有主键,InnoDB会使用Next-Key Locking算法,如果带上所有主键,才会当作唯一索引处理,降级为Record Lock,只锁当前记录。
多列索引(联合索引)与锁
上面只验证了复合主键下的锁机制,那么多列索引呢,会不会和复合索引机制相同?多列unique索引呢?
新建一个测试表,并初始化数据
CREATE TABLE `multiple_idx_lock_test` ( `id` int(255) NOT NULL, `idx1` int(255) NOT NULL, `idx2` int(255) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`,`idx1`) USING BTREE ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin; ALTER TABLE `multiple_idx_lock_test` ADD UNIQUE INDEX `idx_multi`(`idx1`, `idx2`) USING BTREE; INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (1, 1, 1); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (5, 2, 2); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (7, 3, 3); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (4, 4, 4); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (2, 4, 5); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (3, 5, 5); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (8, 6, 5); INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (6, 6, 6);
事务A查询增加S锁,查询时仅使用idx1列,并遵循最左原则:
select * from multiple_idx_lock_test where idx1 = 6 lock in share mode;
现在插入一条Next-Key Lock范围内的数据:
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (9, 6, 7);
结果是被阻塞了,再试一遍通过多列索引中所有字段来加锁:
select * from multiple_idx_lock_test where idx1 = 6 and idx2 = 6 lock in share mode;
插入一条Next-Key Lock范围内的数据:
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (9, 6, 7);
结果是没有被阻塞
由此可见,当使用多列唯一索引时,加锁需要明确要锁定的行(即加锁时使用索引的所有列),InnoDB才会认为该条记录为唯一值,锁才会降级为Record Lock。否则会使用Next-Key Lock算法,锁住范围内的数据。
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