[MySQL进阶]——深入了解锁

锁的分类

操作类型

1） 读锁（共享锁）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响。

2） 写锁（排它锁）：当前操作没有完成之前，它会阻断其他写锁和读锁。

锁的粒度

表级锁

1. 表级别的S锁、X锁LOCK TABLES t READ ：InnoDB存储引擎会对表 t 加表级别的 S锁 。LOCK TABLES t WRITE ：InnoDB存储引擎会对表 t 加表级别的 X锁 。> 不推荐使用
2. 意向锁- 意向共享锁（intention shared lock, IS）：事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）- 意向排他锁（intention exclusive lock, IX）：事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）> 意向锁之间互不排斥，但除了 IS 与 S 兼容外， 意向锁会与 共享锁 / 排他锁 互斥 。> > IX，IS是表级锁，不会和行级的X，S锁发生冲突。只会和表级的X，S发生冲突。作用：如果没有「意向锁」，那么加「独占表锁」时，就需要遍历表里所有记录，查看是否有记录存在独占锁，这样效率会很慢。意向锁的作用，相当于就是在低层次资源是否使用，加了一个tag来标识而已，如果有就意味着表里已经有记录被加了独占锁，这样就不用去遍历表里的记录。
3. 自增锁（AUTO-INC锁）AUTO-INC 锁是特殊的表锁机制，锁不是再一个事务提交后才释放，而是再执行完插入语句后就会立即释放。那么，一个事务在持有 AUTO-INC 锁的过程中，其他事务的如果要向该表插入语句都会被阻塞，从而保证插入数据时，被 AUTO_INCREMENT 修饰的字段的值是连续递增的。但是， AUTO-INC 锁再对大量数据进行插入的时候，会影响插入性能，因为另一个事务中的插入会被阻塞。因此， 在 MySQL 5.1.22 版本开始，InnoDB 存储引擎提供了一种轻量级的锁来实现自增。一样也是在插入数据的时候，会为被 AUTO_INCREMENT 修饰的字段加上轻量级锁，然后给该字段赋值一个自增的值，就把这个轻量级锁释放了，而不需要等待整个插入语句执行完后才释放锁。> 并发时，使用轻量级的自增锁，可能会导致自增长的值不是连续的。
4. 元数据锁（MDL锁）当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写 锁。

行级锁

1. 记录锁（Record Locks）

记录锁也就是仅仅把一条记录锁上。

记录锁是有S锁和X锁之分的，称之为 S型记录锁 和 X型记录锁 。

1. 间隙锁（Gap Locks）间隙锁，锁定一个范围，但是不包含记录本身作用：- 防止幻读，以满足相关隔离级别的要求；事务在第一次执行读取操作时，那些幻影记录上尚未存在，无法给这些幻影记录加锁，于是提出了间隙锁。- 满足恢复和复制的需要：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。由此可见，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。
2. 临键锁（Next-Key Locks）Next-Key Locks是行锁与间隙锁的组合（同时锁住数据+间隙锁）。

页级锁

页锁就是在 页的粒度 上进行锁定，锁定的数据资源比行锁要多，因为一个页中可以有多个行记录

页锁的开销 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。

对待锁的态度

乐观锁

假设不会发生并发冲突，只在提交操作时检查是否违反数据完整性。 乐观锁不能解决脏读的问题。

数据表中的实现

用数据版本号（version）机制是乐观锁最常用的一种实现方式。一般通过为数据库表增加一个数字类型的 “version” 字段，当读取数据时，将version字段的值一同读出，数据每更新一次，对此version值+1。

当我们提交更新的时候，判断数据库表对应记录的当前版本信息与第一次取出来的version值进行比对，如果数据库表当前版本号与第一次取出来的version值相等，则予以更新，否则认为是过期数据，返回更新失败。

//step1: 查询出商品信息 
select (quantity,version) from items where id=100; 
//step2: 根据商品信息生成订单 
insert into orders(id,item_id) values(null,100); 
//step3: 修改商品的库存 update items set quantity=quantity-1,version=version+1 where id=100 and version=#{version};

悲观锁

假定会发生并发冲突，屏蔽一切可能违反数据完整性的操作。’

select…for update是MySQL提供的实现悲观锁的方式，在MySQL中用悲观锁务必须确定走了索引，而不是全表扫描，否则将会将整个数据表锁住。

按加锁的方式划分

隐式锁

当事务需要加锁的时，如果这个锁不可能发生冲突，InnoDB会跳过加锁环节，这种机制称为隐式锁。隐式锁是InnoDB实现的一种延迟加锁机制，其特点是只有在可能发生冲突时才加锁，从而减少了锁的数量，提高了系统整体性能。

隐式锁主要用在插入场景中。

在Insert语句执行过程中，必须检查两种情况，一种是如果记录之间加有间隙锁，为了避免幻读，此时是不能插入记录的，另一中情况如果Insert的记录和已有记录存在唯一键冲突，此时也不能插入记录。

insert语句的锁都是隐式锁，但跟踪代码发现，insert时并没有调用lock_rec_add_to_queue函数进行加锁, 其实所谓隐式锁就是在Insert过程中不加锁。

只有在特殊情况下，才会将隐式锁转换为显示锁。这个转换动作并不是加隐式锁的线程自发去做的，而是其他存在行数据冲突的线程去做的。例如事务1插入记录且未提交，此时事务2尝试对该记录加锁，那么事务2必须先判断记录上保存的事务id是否活跃，如果活跃则帮助事务1建立一个锁对象，而事务2自身进入等待事务1的状态

显示锁

通过特定的语句进行加锁，我们一般称之为显示加锁

select....lockinsharemodeselect....forupdate

其他锁

全局锁

全局锁就是对 整个数据库实例 加锁。当你需要让整个库处于 只读状态 的时候，可以使用这个命令，之后 其他线程的以下语句会被阻塞：数据更新语句（数据的增删改）、数据定义语句（包括建表、修改表结 构等）和更新类事务的提交语句。全局锁的典型使用 场景 是：做 全库逻辑备份 。

死锁

死锁是指两个或多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环。死 锁示例：

这时候，事务1在等待事务2释放id=2的行锁，而事务2在等待事务1释放id=1的行锁。 事务1和事务2在互 相等待对方的资源释放，就是进入了死锁状态。

当出现死锁以后，有 两种策略 ：

• 一种策略是，直接进入等待，直到超时。这个超时时间可以通过参数 innodb_lock_wait_timeout 来设置。
• 另一种策略是，发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务（将持有最少行级 排他锁的事务进行回滚），让其他事务得以继续执行。将参数 innodb_deadlock_detect 设置为 on ，表示开启这个逻辑。

说了那么锁，但大家一定要注意的是刚才说的那些锁只是划分维度不同，比如说记录锁也可能是共享锁也可能是排他锁。

如何上锁

行级锁加锁分析

mysql中比较关键的是行锁，接下来我们重点分析一下行锁

锁加在索引上

InnoDB的行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的. 如果SQL语句未命中索引，则走聚簇索引的全表扫描，表上每条记录都会上锁，导致并发能力下降，增大死锁的概率，因此需要为表合理的添加索引，线上查询尽量命中索引。

即使在建表的时候没有指定主键，InnoDB会默认创建一个DB_ROW_ID的自增字段为表的主键，并且其主键索引（聚簇索引）为GEN_CLUST_INDEX
主键索引也被称为聚簇索引

可以看下面例子，涉及到回表对聚簇索引的索引项也会加锁：

加锁规则

1. 原则1：加锁的基本单位是next-key lock。希望你还记得，next-key lock是前开后闭区间
2. 原则2：查找过程中访问到的对象才会加锁
3. 优化1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock退化为行锁。
4. 优化2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock退化为间隙锁。
5. .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

具体分析：

表t的建表语句

CREATETABLE`t`(`id`int(11) NOTNULL,`c`int(11) DEFAULTNULL,`d`int(11) DEFAULTNULL,PRIMARYKEY(`id`),KEY`c`(`c`))ENGINE=InnoDB;insertinto t values(0,0,0),(5,5,5),(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25)

等值查询间隙锁

由于表t中没有id=7的记录，所以用我们上面提到的加锁规则判断一下的话：

1. 根据原则1，加锁单位是next-key lock，session A加锁范围就是(5,10]；
2. 同时根据优化2，这是一个等值查询(id=7)，而id=10不满足查询条件，next-key lock退化成间 隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)。

所以，session B要往这个间隙里面插入id=8的记录会被锁住，但是session C修改id=10这行是可 以的。

非唯一索引等值锁

1. 根据原则1，加锁单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。
2. 要注意c是普通索引，因此仅访问c=5这一条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到 c=10才放弃。根据原则2，访问到的都要加锁，因此要给(5,10]加next-key lock。
3. 但是同时这个符合优化2：等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个等值条件，因此 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，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索 引，所以主键索引上没有加任何锁，这就是为什么session B的update语句可以执行完成。

但session C要插入一个(7,7,7)的记录，就会被session A的间隙锁(5,10)锁住。

需要注意，在这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是for update就不一样 了。 执行 for update时，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。

这个例子说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不 存在的字段。

主键索引范围锁

1. 开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(5,10]。 根据优化1， 主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁。
2. 范围查找就往后继续找，找到id=15这一行停下来，因此需要加next-key lock(10,15]。

所以，session A这时候锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]。这 样，session B和session C的结果你就能理解了。

这里你需要注意一点，首次session A定位查找id=10的行的时候，是当做等值查询来判断的，而 向右扫描到id=15的时候，用的是范围查询判断。

非唯一索引范围锁

在第一次用c=10定位记录的时 候，索引c上加了(5,10]这个next-key lock后，由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，也就是 说不会蜕变为行锁，因此最终sesion A加的锁是，索引c上的(5,10] 和(10,15] 这两个next-key lock。

所以从结果上来看，sesson B要插入（8,8,8)的这个insert语句时就被堵住了。 这里需要扫描到c=15才停止扫描，是合理的，因为InnoDB要扫到c=15，才知道不需要继续往后 找了。

总结

唯一索引等值查询：

• 当查询的记录是存在的，next-key lock 会退化成「记录锁」。
• 当查询的记录是不存在的，next-key lock 会退化成「间隙锁」。

非唯一索引等值查询：

• 当查询的记录存在时，除了会加 next-key lock 外，还额外加间隙锁，也就是会加两把锁。
• 当查询的记录不存在时，只会加 next-key lock，然后会退化为间隙锁，也就是只会加一把锁。

非唯一索引和主键索引的范围查询的加锁规则不同之处在于：

• 唯一索引在满足一些条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁和记录锁。
• 非唯一索引范围查询，next-key lock 不会退化为间隙锁和记录锁。

参考链接：

我做了一天的实验！