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  • mysql锁

    2018-11-13 08:27:43
    mysql锁: MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁, BDB存储引擎采用的是页面锁但也支持表级锁; InnoDB存储引擎既支持行级锁,也支持表级锁,但默认情况下是采用行级锁。 表级锁: 开销小,枷锁快,不会出现死锁,锁定 ...

    mysql锁:
    MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁,
    BDB存储引擎采用的是页面锁但也支持表级锁;
    InnoDB存储引擎既支持行级锁,也支持表级锁,但默认情况下是采用行级锁。
    表级锁: 开销小,枷锁快,不会出现死锁,锁定 粒度大,发生锁冲突概率最高,并发度最低
    行级锁:开销大,枷锁慢,不会出现死锁,锁定粒度小,发生锁冲突概率最低,并发最高
    页面锁:开销和加锁时间界于表锁和行锁之间;会出现死锁;锁定粒度界于表锁和行锁之间,并发度一般
    死锁: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,这些永远在互相等竺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Session加锁的顺序不一致。

    GIL(全局解释器锁):在同一个进程中只要有一个线程获取了全局解释器(cpu)的使用权限,那么其他的线程就必须等待该线程的全局解释器(cpu)使用权消失后才能使用全局解释器(cpu),即时多个线程之间不会相互影响在同一个进程下也只有一个线程使用cpu,这样的机制称为全局解释器锁(GIL)。
    优点:避免了大量加锁解锁的过程
    保证了数据安全,解决多线程间的数据完整性和状态同步
    缺点:多核处理变为蛋壳处理,只能并发不能并行

    同步锁:在同一时刻的一个进程下的一个线程只能使用一个cpu,要确保这个线程下的程序在一段时间内被cpu执,那么就要用到同步锁.

    #创建锁对象
    t = threading.Lock()
    #获得锁
    t.acquire()
    #解锁
    t.release()
    

    使用同步锁的原因是因为有可能当一个线程在使用cpu时,该线程下的程序可能会遇到io操作,那么cpu就会切到别的线程上去,这样就有可能会影响到该程序结果的完整性。

    GIL的作用:多线程情况下必须存在资源的竞争,GIL是为了保证在解释器级别的线程唯一使用共享资源(cpu
    同步锁的作用:为了保证解释器级别下的自己编写的程序唯一使用共享资源产生了同步锁。

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  • MySQL锁

    千次阅读 2021-01-17 21:12:45
    文章目录为什么需要锁锁的基本原理的类型行级表级意向自增锁锁的算法记录间隙临键锁锁问题脏读不可重复读丢失更新 为什么需要 机制用于管理对共享资源的并发访问。 不仅是数据库事务实现不同级别...

    为什么需要锁

    锁机制用于管理对共享资源的并发访问。

    锁不仅是数据库事务实现不同级别隔离性的手段,由其带来的所冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。

    • MyISAM是表级锁,并发读没有问题,但并发插入性能较差。

    • Microsoft SQL Server数据库,在2005版本之前都是页锁,相对MyISAM并发性能有所提升,但对于热点数据页的并发问题依然无能为力。

    • InnoDB存储引擎锁的实现与Oracle非常相似,提供一致性的非锁定读、行级锁支持。

    锁的基本原理

    当我们说的MySQL锁住了这一行,其实并不会真正的锁住对应记录,而是锁住相应的索引,具体的锁哪些索引是根据查询条件来决定的。

    因为MySQL的表的数据,本身通过1个或多个B+树索引来组织的。其中主键索引包含了完整的每一行的数据,非主键索引记录的是到行记录对应的主键索引的位置。所以,通过在索引记录上进行加锁操作,可以有效的读取、插入、修改、删除进行冲突判断。

    如果这个表没有索引,是不是就加不了锁?这是不可能的,因为MySQL的每一个表至少有一个隐藏的聚簇索引,即主键索引。

    锁的类型

    行级锁

    InnoDB存储引擎实现了如下两种标准的行级锁:

    • 共享锁(S Lock),允许事务读一行的数据。

    • 排它锁(X Lock),允许事务删除或更新一行的数据。

    行锁即只会锁住一行,它的原理即是在对应的索引记录上加锁;

    具有并发度高、锁冲突的概率低的优势,相对而言,由于粒度小,行锁成本高;

    举例来说,当一行记录加了排它行锁的时候,其它事务是不能对这行记录进行修改的,但其他的行则不受此锁的影响。

    但需要注意的是,在RR模型下进行更新一行记录时,如查询条件所在的列并无索引时,会退化成在主键索引对应的记录上全部加锁,即锁表。

    表级锁

    InnoDB同时支持表锁。表锁又分为表级读锁和表级写锁,具体语法是

    LOCK TABLES XXX READ|WRITE
    

    如表加了读锁时,这个表进入了只读模式,其它会话不能对此表进行修改;

    如表加了写锁,则此表进入独占模式,其它表的读和写都会被阻塞,一般用于特殊的场景,如drop table或者truncate table的场景

    表锁实现原理,不是由InnoDB存储引擎层管理的,而是由其上一层MySQL Server负责的。需要注意以下两点:

    (1)需要设置autocommit=0,innodb_table_lock=1(也是默认设置),InnoDB层才能知道MySQL加的表锁
    
    (2)在事务结束前,不要用UNLOCAK TABLES释放表锁,因为UNLOCK TABLES会隐含地提交事务;同时,COMMIT或ROLLBACK不能释放由LOCAK TABLES加的表级锁,必须用UNLOCK TABLES释放表锁。
    

    意向锁

    InnoDB存储引擎支持意向锁的设计比较简练,其意向锁即为表级锁。设计目的主要是为了在一个事务中揭示下一行将被请求的锁类型。

    其支持两种意向锁:

    意向共享锁(IS Lock),事务想要获得一张表中某几行的共享锁。

    意向排它锁(IX Lock),事务想要获得一张表中某几行的排它锁。

    由于InnoDB存储引擎支持的是行级别锁,因此意向锁不会阻塞除全表扫描以外的任何请求。

    InnoDB存储引擎中锁的兼容性

    IS IX S X
    IS 兼容 兼容 兼容 不兼容
    IX 兼容 兼容 不兼容 不兼容
    S 兼容 兼容 兼容 不兼容
    X 不兼容 不兼容 不兼容 不兼容

    简而言之,排它锁不兼容任何锁;意向排它锁不兼容共享锁;其他场景均可兼容。

    自增锁

    自增长是数据库一种常见属性,也是很多DBA或开发人员首选的主键方式。

    在InnoDB存储引擎的内存结构中,对每个含有自增长值的表都有一个自增长计数器(auto-increment counter)。

    当对含有自增长的计数器的表进行插入操作时,这个计数器会被初始化,执行如下的语句来得到计数器的值。

    SELECT MAX(auto_inc_col) FROM t FOR UPDATE;
    

    这个实现方式称作AUTO-INC Locking,这种锁其实是采用一种特殊的表锁机制,为了提高插入的性能,锁不是在一个事务完成后才释放,而是在完成对自增长值插入的SQL语句后立即释放。

    锁的算法

    • Record Lock:单个行记录上的锁。

    • 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。

    记录锁

    Record Lock总是会锁住索引记录,如果没有设置索引,会使用隐式的主键来进行锁定。

    间隙锁

    间隙锁(gap lock)是RR模式下,为了防止幻读而设计出来的。它锁住的是一个区间(开区间),当一个区间被加了间隙锁时,是无法执行插入的。

    它的实现原理是,在对应的索引记录范围进行加锁,是一个左右均是开区间。

    TABLE `test` (
      `id` bigint(20) unsigned NOT NULL COMMENT '主键',
      `key` bigint(20) DEFAULT NULL COMMENT 'k',
      PRIMARY KEY (`id`),
      KEY `k` (`k`)
    ) 
    

    如果(2,2)和(6,6)之间被加了间隙锁,则事物2和事物3的插入,将会被阻塞,而事物1和事物4,则不会被阻塞。

    需要注意的是,间隙锁本身之间是不会相互冲突的,它的唯一作用就是阻止在间隙内插入新的行。

    临键锁

    临键锁即next-key lock,是行锁和它之前的间隙共同构成的锁,即一个前开后闭的加锁区间。

    然而,当查询的索引含有唯一属性时,InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock进行优化,降级为Record Lock,即仅锁住索引本身,而不是范围。

    需要注意的是,对于唯一键值的锁定,Next-Key Lock降级为Record Lock仅存在于查询所有的唯一索引列。若唯一索引由多个列组成,而查询仅是查找多个唯一索引列中的其中一个,那么查询其实是range类型,而不是point类型,依然会使用Next-Key Lock进行锁定。

    由于间隙锁和临键锁的加锁规则比较复杂,这里引用林晓斌的总结为2个原则,2个优化,1个bug:

    • 原则1:RR模式加锁的基本单位是next-key lock,即前开后闭的区间

    • 原则2:查找过程中访问到的对象才会加锁

    • 优化1:唯一索引上的等值查询,next-key lock会退化为行锁

    • 优化2:索引上的等值查询,向右遍历的时候,最后一个值不满足等值条件的时候会退化为间隙锁。

    • 一个bug:唯一索引上的范围查询,会访问到不满足条件的第一个值为止。

    这里举例来说明

    TABLE `test` (
      `id` int(11) unsigned NOT NULL COMMENT '主键',
      `c` int(11) DEFAULT NULL,
      `d` int(11) DEFAULT NULL,
      PRIMARY KEY (`id`),
      KEY `k` (`c`)
    ) 
    insert into t values (0,0,0),(5,5,5), (10,10,10),(15,15,15), (20,20,20),(25,25,25)
    

    例子一:唯一索引查询间隙锁。sql如下:

    update t set d=d+1 where id=7;
    

    根据加锁规则1,加锁范围是(5,10]

    同时由于优化2,最终的加锁范围是(5,10).

    例子二:非唯一索引等值锁

    select id from t where c=5 lock in share mode;
    

    1)根据加锁原则1,加锁区间是(0,5]。

    2)但由于c是普通索引,需要继续向右遍历,直到查询到c=10才会放弃

    3)根据优化2,由于10不满足等值判断,因此会退化成间隙锁(5,10)

    4)根据原则2,只有访问到的对象才会加锁,这个查询本身是有覆盖索引,并不需要访问主键,因此id主键上并没有锁。因此不会阻塞如下sql

    update t set d=d+1 where id=5
    

    例子三:主键索引范围锁

    考虑如下两个SQL,语义上等同的,但是对加锁的效果确是不一样的。

    select * from t where id=10 for update;
    select * from t where id>=10 and id < 11 for update;
    

    我们都知道第一条语句,会退化成id=10的行锁。

    第二条语句,其实是id=10和 10<id<11的两个查找联合加锁结果。对于id=10,会加一个行锁,对于10<id<11会加一个(10,15]的临键锁

    锁问题

    脏读

    脏页:在缓冲池中已经被修改的页,但是还没刷新到磁盘中,即数据库实例内存中的页和磁盘中的页的数据是不一致的,当然在刷新到磁盘之前,日志都已经被写入到了重做日志文件中。

    而所谓脏数据是指事务对缓冲池中行记录的修改,并且还没有被提交(commit)。在一个事务中可以读到另一个事务中未提交的数据(脏数据),显然违反了数据库的隔离性。

    主从拷贝过程的slave节点,并且slave节点上的查询不需要特别精确的返回值的情况下,可以采用脏读隔离级别。

    脏读本身违反了事务的隔离性。

    不可重复读

    不可重复读是指在一个事务内多次读取到同一数据集合(范围查询),且两次读到的数据可能不一样(其他事务对部分数据进行修改),这种情况称为不可重复读。

    不可重复读本身违反了事务的一致性。

    丢失更新

    丢失更新是另一个锁导致的问题,简单来说就是一个事务的更新操作会被另一个事务的更新操作所覆盖,从而导致数据的不一致。

    事务T1将行记录R更新为V1,但不提交。

    事务T2将行记录R更新为V2,但不提交。

    事务T1提交。

    事务T2提交。

    此时事务T1的更新就被事务T2覆盖了,但事实上,在当前数据库的任何隔离级别下,都不会导致数据库理论意义上的丢失更新问题。

    但可能存在逻辑上的丢失更新,将上述过程想象成,用户查询数据到界面,更新数据,但未提交至数据库。

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  • Mysql锁

    2018-11-30 00:05:53
    目录1.Mysql索引1.1为什么索引结构用B tree1.2 Mysql索引2.Mysql事物的隔离级别2.1 READ UNCOMMITTED (未提交读)2.2 READ COMMITTED (提交读)2.3 REPEATABLE READ (可重复读)2.4 SERIALIZABLE (可串行化)3MVCCMysql...

    1.Mysql索引

    1.1为什么索引结构用B tree

    索引本身也是以文件的形式存储在磁盘上,索引查找过程中存在I/O消耗,采用B tree结构可以减少I/O。

    1.1.1 磁盘存取原理

    局部性原理与磁盘预读:当一个数据被用到时,其附近的数据也很快会被用到。
    预读的长度一般为页的整数倍,主存和磁盘以页为单位交换数据。


    磁盘和磁头构成了存取物理结构。同心圆环是磁道,磁道被划分成一个个段,叫扇区,扇区是最小存储单元。
    i/o读取数据的过程:磁盘旋转到指定扇区,磁头移动到指定磁道。
    所以减少磁盘旋转或者减少磁头移动就能减少i/o。
    1.1.2 B-/+Tree索引的性能分析
    B Tree利用局部性原理可减少i/o次数。
    根据B Tree定义可知,检索一次最多需要访问h个节点,h-1次i/o,h是树高,mysql设计者巧妙的将一个节点大小设置为等于一个页大小,每次新建节点都申请一个页的空间,这样就保证一个节点物理上也存储在一个页,这样每个节点只需要一次i/o就可以完全载入。

    参考: MySQL索引背后的数据结构及算法原理.

    1.2 Mysql索引

    1.2.1 MyISAM索引实现
    非聚集索引。索引结构只存储数据地址,不存储真正的数据。

    1.2.2 InnoDB索引实现
    使用聚集索引。
    主键索引和数据在一起。

    普通索引存储的是主键索引。

    2.Mysql事物的隔离级别

    2.1 READ UNCOMMITTED (未提交读)

    存在脏读问题
    存在不可重复读问题
    存在幻读问题

    2.2 READ COMMITTED (提交读)

    只读已经事物提交的数据,不存在脏读。
    存在不可重复读问题
    存在幻读问题

    2.3 REPEATABLE READ (可重复读)

    是mysql默认的隔离级别
    mvcc解决幻读

    2.4 SERIALIZABLE (可串行化)

    读写串行化,效率太低,没人使用。

    3MVCC

    3.1 MVCC原理

    只在READ COMMITTED (提交读)、REPEATABLE READ (可重复读)下工作。不兼容其他隔离级别。
    mvcc特性:读不加锁,读写不冲突。
    原理:在数据表后加三个隐藏列,事物版本、删除版本,回滚指针。每开启一个事物版本号自增1;
    这里假设这三个隐藏字段的名字是def_create_version,db_roll_ptr,def_delete_version。

    下面看下这两个默认字段在增删改查中的用处。假设当前事物版本为current_version
    select: 查询会自动加where条件 and current_version>=def_create_version and (def_delete_version = ‘undefined’ or def_delete_version>current_version )
    delete: 更新def_delete_version = current_version
    update: 先执行delete再执行insert
    insert: 插入数据并且默认def_create_version = current_version and def_delete_version = ‘undefined’

    3.2 read view判断当前版本数据可见性

    RC和RR都采用MVCC实现数据可见新,实现效果的不同是用read view来实现的。RC总是可以看到已提交事物的快照,RR看到的总是事物开始时的快照。

    在innodb中,创建事物的时候会将系统中活跃的事物创建一个副本,叫做read view,当前事物版本不在read view中。read view中的事物按照版本号排列,最小的是low_limit_id,最大的是up_limit_id。当前事物版本号为cur_id,则版本号为data_id的数据行是否可见呢,可见性如下图:

    • data_id < low_limit_id,说明data_id数据行在当前事物之前就已经commit,所以可见。
    • data_id > up_limit_id,说明data_id数据行所在事物在当前事物之后才开启,所以不可见。这里说的不可见是当前版本不可见,但是该数据行可能存在可见的版本,怎么找那个可见版本呢?在db_roll_ptr中取出最新的undo-log的版本号赋值给data_id,重新判断。
    • low_limit_id <= data_id <= up_limit_id,cur_id也在这个范围但是不在read view中。read view中的事物不可见,当前版本可见。所以如果data_id=cur_id则可见,否则不可见。

    在RC和RR下,read view的可见性判断依据都一样,如上。不一样的是创建read view 的时机。

    • RC,每次查询的时候重新创建read view。这样就可以根据当前的全局事物链表创建read view,实现RC。
    • RR, 在创建事物的时候生成read view,一直维持到事物结束。

    参考:
    轻松理解MYSQL MVCC 实现机制.
    MySQL数据库事务各隔离级别加锁情况.

    4 Mysql中的锁

    4.1 锁类型

    • 共享锁(S):锁住一行,阻止其他事物获得相同数据集的排他锁
    • 排他锁(X):锁住一行,阻止其他事物获得相同数据集的共享锁和排他锁

    为了实现表锁和行锁共存,InnoDB内部还使用了意向锁,这两种意向锁都是表锁。

    • 意向共享锁(IS):获得数据行的S锁前要先获得表的IS锁
    • 意向排他锁(IX):获得数据行的X锁前要先获得表的IX锁

    兼容矩阵

    项目 X IX S IS
    X 冲突 冲突 冲突 冲突
    IX 冲突 冲突
    S 冲突 冲突
    IS 冲突

    为什么要使用意向锁?
    在没有意向锁情况下,事物T1申请了行排他锁,如果事物T2要申请表排他锁,就要遍历表的所有锁看有没有行排他锁,这是耗费性能的。有了意向锁,判断是否有意向排他锁就可以了。

    意向共享锁可以多个并存,意向排他锁只能有一个。

    在兼容矩阵中,为什么IX和IX是兼容的?
    因为IX存在的条件是表中有行拍他锁,IX存在的目的是阻止其他事物申请表排他锁,但是不组织其他事物申请行排他锁。
    所以,当表中存在IX锁,在申请行排他锁时,会先申请IX锁并且申请成功
    但是如果申请表排他锁则申请失败。

    什么SQL加什么锁?
    意向锁是InnoDB自动加的,无需用户干预。
    update、delete、insert,InnoDB自动加排他锁。
    非显式加锁的select,InnoDB不会加锁。

    select加锁:
    共享锁(S):SELECT * FROM table_name WHERE … LOCK IN SHARE MODE。
    排他锁(X):SELECT * FROM table_name WHERE … FOR UPDATE。

    insert加锁:
    insert会在insert所在行加排他锁,这是一个record lock。
    不过,在insert之前会先加一种锁,官方称为insertion intention gap lock,也就是意向gap锁。意向gap锁可以同时存在多个,两个事物可以给相同的gap加意向gap锁,只要插入的记录唯一键不同,两个事物的insert都会成功。
    为什么需要意向gap锁?
    (个人理解)如果没有意向gap锁,insert时需要对比所有未提交的insert记录,看是不是唯一键冲突。有gap锁,则只需要和获得这个gap锁的事务比较唯一键。

    4.2 Record lock、gap lock、next-key lock

    三种类型的排他锁,锁定数据范围不同:
    Record lock:只锁一行数据,按唯一键加锁
    gap lock:锁住两个索引之间的间隙,但不包含记录本身
    只有两种情况才有单纯的gap锁:
    next-key lock:Record lock+gap lock。

    举个例子来看这三种排他锁.如下表,id为PK。

    id name
    10 a
    20 b
    50 c

    Record Lock:select * from tab where id = 10 for update; //对id=10单行进行加锁
    Gap Lock锁范围:(- ∞,10)(10,20)(20,50)(50,+∞)
    Next-Key Lock锁范围:(- ∞,10)[10,20)[20,50)[50,+∞)

    只有两种场景会有单纯的gap lock:

    • update t set name =‘d’ where id > 60; 锁定 (60,+∞),这里只有gap锁,没有索引本身的锁。
    • update t set name =‘d’ where id < 1; 锁定 (- ∞,1),这里只有gap锁,没有索引本身的锁。

    4.3 锁都加在哪些资源上

    • 索引(主键索引、唯一索引、普通索引)
    • 索引之间的gap

    为什么任何session都insert不进去?
    可能是,表数据少,有一个事物在执行update时全表扫描,把表锁住了。

    这种逻辑:先select再update,有什么问题?
    select是快照读,update是当前读,可能会出现幻读导致数据不一致。
    解决办法:

    • 乐观锁 update set version=v+1 where version=v
    • 悲观锁 select * from t for update

    4.4 各种条件下的加锁

    给定SQL:delete from t1 where id = 10;
    那么,当前的事物隔离级别RC、RR。id的索引情况。有如下讨论:

    - RC RR
    主键索引 只需要将主键上,id = 10的记录加上X锁即可 只需要将主键上,id = 10的记录加上X锁即可
    唯一索引 此组合中,id是unique索引,而主键是name列。首先会将unique索引上的id=10索引记录加上X锁,同时,会根据读取到的name列,回主键索引(聚簇索引),然后将聚簇索引上的name = ‘d’ 对应的主键索引项加X锁。 此组合中,id是unique索引,而主键是name列。首先会将unique索引上的id=10索引记录加上X锁,同时,会根据读取到的name列,回主键索引(聚簇索引),然后将聚簇索引上的name = ‘d’ 对应的主键索引项加X锁。
    普通索引 id列索引上,满足id = 10查询条件的记录,均已加锁。同时,这些记录对应的主键索引上的记录也都加上了锁 与左图的唯一不同在于:在主键上加了gap锁。
    非索引 进行全部扫描。聚簇索引上所有的记录,都被加上了X锁 全表记录加X锁,聚簇索引的每个gap都加gap锁

    参考原文:Mysql加锁过程详解.

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  • mysql解锁

    千次阅读 2019-08-15 10:35:01
    1.查询是否表 show OPEN TABLES where In_use > 0; 2.查询进程(如果您有SUPER权限,您可以看到所有线程。否则,您只能看到您自己的线程) show processlist 3.杀死进程id(就是上面命令的id列) kill id ...

    解除正在死锁的状态有两种方法:

    第一种:

    1.查询是否锁表

    show OPEN TABLES where In_use > 0;

    2.查询进程(如果您有SUPER权限,您可以看到所有线程。否则,您只能看到您自己的线程)

    show processlist

    3.杀死进程id(就是上面命令的id列)

    kill id

     

    第二种:

    1.查看下在锁的事务 

    SELECT * FROM INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TRX;

    2.杀死进程id(就是上面命令的trx_mysql_thread_id列)

    kill 线程ID

     

    其它关于查看死锁的命令:

    1:查看当前的事务
    SELECT * FROM INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TRX;

    2:查看当前锁定的事务

    SELECT * FROM INFORMATION_SCHEMA.INNODB_LOCKS;

    3:查看当前等锁的事务
    SELECT * FROM INFORMATION_SCHEMA.INNODB_LOCK_WAITS; 

    展开全文
  • 腾讯云数据库负责人林晓斌说过:“我们面试MySQL同事时只考察两点,索引和锁”。言简意赅,MySQL锁的重要性不言而喻。 本文通过同事“侨总”的一场面试,带你通俗易懂的掌握MySQL各种锁机制,希望可以帮到你!
  • MYSQL解锁

    2014-10-22 12:59:21
    找到进程,kill id ;   第二种 mysql>UNLOCK TABLES; 表 锁定数据表,避免在备份过程中,表被更新 mysql>LOCK TABLES tbl_name READ; 为表增加一个写锁定: mysql>LOCK TABLES tbl_name WRITE;
  • MySQL

    万次阅读 2013-01-25 11:15:25
    MySQL 支持对 MyISAM 和 MEMORY 表进行表级锁定,对 InnoDB 表进行行级锁定。 在许多情况下,可以根据猜测应用程序使用哪类锁定类型最好,但一般很难说出某个给出的类型就比另一个好。一切取决于应用程序,应用...
  • mysql

    2008-12-02 17:48:00
    mysql innodb类型的表有行级和表锁等。读和写互相阻塞。由于indodb型的表的行锁是加在索引上的,因此对于查询,只有用索引做查询条件时才会用行锁,否则会用表锁。
  • 一分钟深入Mysql的意向锁——《深究Mysql锁

    万次阅读 多人点赞 2018-08-24 14:29:56
    mysql锁相关讲解及其应用——《深究mysql锁》了解锁前,一定要先看这篇,了解什么是MVCC,如果我们学习锁,没有MVCC的知识,理解起来会总觉得不明朗。本来我的这个只是个记录,并不是专门的讲给别人看的,后发现有...
  • MySQL锁机制

    2018-06-16 15:32:22
    MySQL锁机制及优化 MySQL锁机制及优化 MySQL锁概述 MySQL锁级别 MyISAM 表锁  表锁介绍 表锁兼容性 MyISAM并发插入 MyISAM锁调度  MyISAM优化建议 InnoDB 行锁 死锁 优化建议 MySQL锁概述 ...
  • MySQL锁概述

    千次阅读 2020-12-10 13:46:03
    我们在操作数据库的时候,可能会由于并发问题而引起的数据的不一致性(数据冲突),如何保证数据并发访问的一致性、有效性,是所有数据库...MySQL锁概述 相对其他数据库而言,MySQL的锁机制比较简单,其最显著的特...
  • mysql锁表、解锁

    千次阅读 2019-05-07 16:48:17
    查看mysql锁表的情况 >select * from information_schema.innodb_trx; >show processlist 杀掉查询结果中锁表的trx_mysql_thread_id,其中trx_mysql_thread_id对应 show processlist 的Id >...
  • Mysql 粒度

    2020-06-05 16:02:47
    这里写自定义目录标题mysql 粒度粒度层次结构 mysql 粒度 粒度 粒度就是通常我们所说的级别。 数据库引擎具有多粒度锁定,允许一个事务锁定不同类型的资源。 为了尽量减少锁定的开销,数据库引擎自动...
  • mysql锁表查询和解锁操作

    万次阅读 2018-08-11 16:42:09
    mysql锁表查询和解锁操作 1、在做数据库操作时,有时会因为自己的粗心或者程序设计上的缺陷导致锁表,在mysql中查看锁表和解锁的步骤如下: //1.查看当前数据库锁表的情况 SELECT * FROM information_schema....
  • MySQL锁问题

    2018-09-03 11:02:47
    MySQL锁问题 MySQL的锁机制比较简单,其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。比如,MyISAM和MEMORY存储引擎 采用的是表级锁;BDB存储引擎采用的是页面锁,但也支持表级锁;InnoDB存储引擎既支持行级...
  • mysql锁机制详解

    2020-05-25 23:50:40
    mysql锁机制详解
  • Mysql解锁行锁

    2019-09-19 10:55:17
    Mysql解锁行锁 1.查询 正在执行的事务 SELECT * FROM INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TRX; 2.杀死进程id(就是上面查询结果集的trx_mysql_thread_id列) kill 线程ID 这样行锁锁定就解决了 ...
  • mysql锁详解

    千次阅读 2018-12-27 17:18:34
    锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。在数据库中,除传统的计算资源(如CPU、RAM、I/O等)的争用以外,数据也是一种供许多用户...本章我们着重讨论MySQL锁机制的特点,常见的锁问题,以及解决MySQL...
  • Mysql锁之共享锁(读锁)和排他锁(写锁) InnoDB和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操作数据都是使用的表锁,...

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