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【MySQL】深入分析 锁机制(一)行锁 加锁规则 之 等值查询

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前言

如何控制并发是数据库领域中非常重要的问题之一,MySQL为了解决并发带来的问题,设计了事务隔离机制、锁机制、MVCC机制等等,用一整套机制来解决并发问题,接下来会分几篇来分析MySQL5.7版本InnoDB引擎的锁机制。

由于锁机制的内容很多,一篇写完字数太多,所以我决定分几篇来逐步更新。行锁更重要,优先从行锁说起,然后再说表锁。
对于行锁,行锁的S/X模式和3种算法是最基础的,然后再深入分析行锁的加锁规则等等几篇,本文主要深入分析行锁的加锁规则中的等值查询。


一、共享锁(S)和排它锁(X)

行级锁从锁的模式(lock_mode),可以分为共享锁和排它锁:

  • 共享锁,简称S锁(Shared),也称为读锁:读读兼容,当前事务获取S锁后,其它事务也可以获得S锁,但会阻塞其它事务获得X锁;
  • 排它锁,简称X锁(eXclusive),也称为写锁:读写/写写均不兼容,当前事务获取X锁后,会阻塞其它事务获取S锁和X锁。

SQL语句对应上的行锁说明如下:
操作锁的模式说明普通select语句无行锁在上文MVCC机制讲过,普通的 select 语句属于快照读select…lock in share modeS显示(explicit)读锁, 上锁后,其它事务对锁定的索引记录仍可以上S锁,但阻塞其它事务对锁定的索引记录上X锁select…for updateX显式(explicit)写锁,上锁后,阻塞其它事务对锁定的索引记录上S或X锁insert/update/deleteX隐式(implicit)写锁,上锁后,阻塞其它事务对锁定的索引记录上S或X锁


二、行锁的3种算法

InnoDB引擎有3种行锁的算法,都是锁定的索引:

Record Lock

  • Record Lock: 记录锁,锁定的是单个索引记录; 如果没有设置任何一个索引,那么上文也提到过有个隐式主键,就会通过隐式主键来锁定。

Gap Lock

  • Gap Lock:间隙锁,是指索引记录之间的间隙上的锁,或者是在第一条之前或最后一条索引记录之后的间隙上的锁。 锁定的是索引记录之前的间隙,白话说就是:每个索引值管着前面的间隙;

举个例子:当索引的值有10,20,30,40时,那么索引就存在如下间隙(圆括号表示不包括区间点):

(下界限, 10)(10, 20)(20, 30)(30, 40)(40, 上界限supremun)

因为是锁定索引之前的间隙,所以就存在如下间隙锁
间隙范围索引记录(下界限, 10)10(10, 20)20(20, 30)30(30, 40)40(40, 上界限supremun)supremun

特殊说明:由于间隙锁是为了解决

幻读

问题,所以在读已提交(RC)事务隔离级别是显示禁用间隙锁的。

Next-key Lock

  • Next-key Lock:Record Lock + Gap Lock 的组合,既锁 索引记录 又锁 间隙,很多地方都称它是临键锁邻键锁,但我觉得直接翻译成下一个键锁会更好理解,意思是锁由“下一个键负责”,原则:左开右闭 或称 前开后闭 。 上面的例子的区间为(圆括号表示不包括区间点,方括号表示包括区间点):
(下界限, 10](10, 20](20, 30](30, 40](40, 上界限supremun)

当给索引值20加上了Next-key Lock,那么这个范围是 (10,20] 包括20 ,而不包括10。

由于上界限supremun实际是个伪值,所以上界限并不是真正的索引记录。因此,实际上,这个Next-key Lock只锁定最大索引值之后的间隙。


三、加锁规则 之 等值查询

明白了3种算法,那么这3种算法又是怎么落地的呢?
实际上,默认使用的是Next-key Lock,也就是 索引记录 和 间隙 全锁上。但也会在不同场景下降级优化为Gap Lock或Record Lock。那我们就来分析一下:
由于在读已提交(RC)事务隔离级别下,间隙锁是禁用的(官方说是仅用于外键约束检查和重复键检查),这不是重点,所以本文主要深入分析:在默认的

可重复读(RR)事务隔离级别

下的

加锁规则 之 等值查询

等值查询也就是where条件:

=

,因为行锁都是对索引上锁,所以我们主要分析InnoDB引擎常见的3类索引:

  • 聚集索引(主键:简称pk
  • 唯一索引(简称uk
  • 普通索引(简称idx

分析数据准备

准备一个ct(country team 国家队)表:id 是自增主键,abc是普通索引,abc_uk是唯一索引
并插入4条初始数据:

CREATETABLE`ct`(`id`int(10)unsignedNOTNULLAUTO_INCREMENT,`name`varchar(20)NOTNULL,`abc`int(10)unsignedNOTNULL,`abc_uk`int(10)unsignedNOTNULL,`remark`varchar(100)DEFAULTNULL,PRIMARYKEY(`id`),UNIQUEKEY`uk_abc_uk`(`abc_uk`)USINGBTREE,KEY`idx_abc`(`abc`))ENGINE=InnoDBAUTO_INCREMENT=1DEFAULTCHARSET=utf8mb4;INSERTINTO`ct`(`id`,`name`,`abc`,`abc_uk`,`remark`)VALUES(10,'巴西',10,10,NULL),(20,'阿根廷',20,20,NULL),(30,'葡萄牙',30,30,NULL),(40,'法国',40,40,NULL);

预览下数据:

mysql>select*from ct;+----+--------+-----+--------+--------+| id | name   | abc | abc_uk | remark |+----+--------+-----+--------+--------+|10| 巴西   |10|10|NULL||20| 阿根廷 |20|20|NULL||30| 葡萄牙 |30|30|NULL||40| 法国   |40|40|NULL|+----+--------+-----+--------+--------+4rowsinset(0.00 sec)

我们新建Session1,做以下基本设置:

  • 先确认是:可重复读(RR)事务隔离级别
mysql>select @@tx_isolation;+-----------------+| @@tx_isolation|+-----------------+|REPEATABLE-READ|+-----------------+
  • 如果不是,需要在各Session中设置一下:
set tx_isolation='repeatable-read';
  • Session1中开启锁的监视器:
SETGLOBAL innodb_status_output=ON;SETGLOBAL innodb_status_output_locks=ON;
  • 查询是否开启:
mysql>show variables like'%innodb_status_output%';+----------------------------+-------+| Variable_name              |Value|+----------------------------+-------+| innodb_status_output       |OFF|| innodb_status_output_locks |OFF|+----------------------------+-------+

我操作的步骤,如下图:
在这里插入图片描述

这个Session1就留着我们分析锁来用,具体执行SQL我们新开另一个Session2,好了,准备开始~

3.1 聚集索引

我们先从聚集索引开始说起,那么这里也分等值条件有匹配无匹配索引两种情况,对应上的锁也是不同的,让我们来分别瞧一瞧:

有匹配索引

Session2执行SQL如下(按id=10):

begin;update ct set remark ='怀念2002年, 巴西夺冠, 中国进世界杯'where id =10;
注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在"Session1"查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看TRANSACTIONS这段,如下图:
在这里插入图片描述
我们来分析一下,上图中包含的信息:

  1. 1 row lock(s)就代表上了1个行锁(不要理解成只锁了1行🐼);
  2. 具体的行锁信息从RECORD LOCKS开始: 每个RECORD LOCKS都会标明上锁的索引,就是index后面的,当前是PRIMARY,即代表上锁的索引是聚集索引; 可能有多条RECORD LOCKS(当前只有一条);
  3. RECORD LOCKS下面紧跟着是它所有的Record lock记录: 每条Record lock下面是具体的索引物理记录,第0个就是索引记录的key:当前hex 0000000a是指十六制的10,所以可以得知这个行锁 锁的是id=10的聚集索引记录; 我们以第0个来识别是哪个索引key就可以了,下面的1~6是索引记录上携带的数据,聚集索引保存了所有字段信息,所以比较多,其它索引只有2行:索引值和聚集索引的值; 另外,Record Lock也可能有多条,这里只上了1个行锁,所以只有一条Record lock, heap no。。。

小结:

等值查询 匹配到 聚集索引 时,行级锁 会上一把 无间隙的Record Lock
这里是因为聚集索引id具有唯一性,所以Next-key Lock降级优化为Record Lock。

无匹配索引

先在Session2 rollback上一个SQL,再执行SQL如下(按id=11 不存在):

beginupdate ct set remark ='没有id=11的记录~~'where id =11;
注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在"Session1"查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看TRANSACTIONS这段,如下图:
在这里插入图片描述
小结:

等值查询 未匹配到 聚集索引 时,行级锁 会上一把 间隙锁

为什么是对 id=20 加的锁,而不是对 id=11 加的锁呢?

我们来分析一下:

  1. 行锁都是对索引记录加锁(除了伪值上界限supremun),因为id=11的索引不存在,所以无法对id=11加锁。
  2. 索引都是排好序的,按顺序从左向右扫描,直到找到 id=20 时,才可以确定 id=11 不存在,也就是说id=20 是 id =11 的next key,所以是对id=20的索引加锁,这里不是Next-key Lock而是间隙锁我觉得也是合理的,毕竟只锁间隙就可以了,范围是(10,20),不包括20。

按这么说,可能有同学又有疑问:

如果id大于最大索引值,锁哪个索引记录?

咱们直接看结果,锁的伪值:上界限supremum,范围是(40, supremum),不包括40.

update ct set remark ='比最大id还要大!'where id =41;

在这里插入图片描述

3.2 唯一索引

有匹配索引

先在Session2 rollback上一个SQL,再执行SQL如下(按abc_uk=10):

begin;update ct set remark ='怀念2002年, 巴西夺冠, 中国进世界杯'where abc_uk =10;
注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在"Session1"里查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看TRANSACTIONS这段,如下图:
在这里插入图片描述
和聚集索引非常类似,不做赘述,但这里是上了2个行锁,所以有两条Record lock, heapno。。。

小结:

等值查询 匹配到 唯一索引 时,行级锁上了2把锁:

  1. 锁了一条唯一索引记录(abc_uk=10)
  2. 锁了一条聚集索引记录(id=10)

因为唯一索引具有唯一性,所以都是无间隙的Record Lock,这里也是Next-key Lock降级优化为Record Lock。

无匹配索引

先在Session2 rollback上一个SQL,再执行SQL如下(按abc_uk=35):

beginupdate ct set remark ='没有abc_uk=35的记录~~'where abc_uk =35;
注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在"Session1"查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看TRANSACTIONS这段,如下图:
在这里插入图片描述
小结:

等值查询 未匹配到 唯一索引 时,行级锁 会上一把 间隙锁,与聚集索引规则相同,具体不做赘述。

3.3 普通索引

有匹配索引

先在Session2 rollback上一个SQL,再执行SQL如下(按abc=10):

begin;update ct set remark ='怀念2002年, 巴西夺冠, 中国进世界杯'where abc =10;
注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在Session1里查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看TRANSACTIONS这段,如下图:
在这里插入图片描述
我们来分析一下:
这里就有意思了,上了3个行锁,还是3种不同的行锁,3种算法都齐了,咱们统一说一下怎么区分:

  1. RECORD LOCKS后面带locks rec but not gap:这说明是无间隙的Record Lock
  2. RECORD LOCKS后面带locks gap before rec:这说明是间隙锁Gap Lock
  3. RECORD LOCKS后面不带1和2的,就说明是默认的Next-key Lock

小结:

等值查询 匹配到 普通索引 时,行级锁上了3把锁:

  1. abc=10的普通索引记录上了Next-key Lock,这里的范围是:(下界值, 10]
  2. id=10的聚集索引记录上了Record Lock(单条)
  3. abc=20的普通索引记录上了Gap-key Lock,这里的范围是:(10, 20)
可以这样说:一个普通索引的等值查询update时,相当于把这条索引记录前后的空隙都锁上了~

这和聚集索引、唯一索引有着很大的不同,

你知道这是为什么吗?

思考一下!!!
我们新开一个Session3先来验证一下吧:
在这里插入图片描述

特殊说明:
正常的锁超时异常是:ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
^C – query aborted 这是我不想等锁超时按Ctrl+C中止了🐼

 验证第1把Next-key Lock
  • 插入abc=1和9的索引记录会阻塞,直至超时异常
INSERTINTO`ct`(`id`,`name`,`abc`,`abc_uk`,`remark`)VALUES(11,'英国',1,21,NULL);INSERTINTO`ct`(`id`,`name`,`abc`,`abc_uk`,`remark`)VALUES(21,'英国',9,11,NULL);
  • 更新abc=10的索引记录会阻塞,直至超时异常
update ct set remark ='怀念2002年, 巴西夺冠, 中国进世界杯'where abc =10;
 验证第2把Record Lock
  • 更新id=10的索引记录会阻塞,直至超时异常
update ct set remark ='怀念2002年, 巴西夺冠, 中国进世界杯'where id =10;
 验证第3把Gap Lock
  • 插入abc=11和19的记录会阻塞,直至超时异常
INSERTINTO`ct`(`id`,`name`,`abc`,`abc_uk`,`remark`)VALUES(1,'英国',11,21,NULL);INSERTINTO`ct`(`id`,`name`,`abc`,`abc_uk`,`remark`)VALUES(21,'英国',19,1,NULL);
验证修改abc=20的索引记录,不会阻塞
update ct set remark ='梅西将迎卡塔尔世界杯首秀:这是我最后一届世界杯'where abc =20;

我们来分析为什么 按abc=10 更新时, 却上了3把锁:

  1. 匹配上的索引记录需要上锁,所以 abc=10的索引上了锁,这里没有降级,就是使用默认的Next-key Lock;
  2. 给匹配索引记录的聚集索引上锁,这个与唯一索引是相同的规则,对应id=10的聚集索引记录上了Record Lock;
  3. 大家可能好奇为什么还锁abc=20的索引记录,是这样的: 普通索引不具有唯一性,当在索引树从左向右扫描时,即使匹配到了记录,也依然不能停止,因为可能有多条匹配的记录!!!所以依然需要继续向右扫描,直到 abc = 20出现为止,这样,abc = 20 作为 next key,也需要上锁,这里上间隙锁也是可以理解的,毕竟只锁间隙就可以了。

通过这样分析,你是不是发现了上面说的不够严谨?

没错,我们再加一条记录,让abc = 10的记录不止一条:

INSERTINTO`ct`(`id`,`name`,`abc`,`abc_uk`,`remark`)VALUES(15,'克罗地亚',10,15,NULL);

我们再确认一下现在的记录(一直没有提交):

mysql>select*from ct;+----+----------+-----+--------+--------+| id | name     | abc | abc_uk | remark |+----+--------- +-----+--------+--------+|10| 巴西     |10|10|NULL||15| 克罗地亚 |10|15|NULL||20| 阿根廷   |20|20|NULL||30| 葡萄牙   |30|30|NULL||40| 法国     |40|40|NULL|+----+----------+-----+--------+--------+5rowsinset(0.00 sec)

先在Session2 rollback上一个SQL,再执行SQL如下(按abc=10):

begin;update ct set remark ='怀念2002年, 巴西夺冠, 中国进世界杯'where abc =10;
Query OK,2rows affected (0.00 sec)Rowsmatched: 2  Changed: 2Warnings: 0

这里看到已经是2行受影响了

注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在Session1里查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看差异,如下图:
在这里插入图片描述
一共上了5把锁,多的2把就是我们新增的那条id =15, abc = 10记录,对应的普通索引和聚集索引上的锁。

更严谨的小结:

等值查询 匹配到 普通索引 时,行级锁会上2m+1把锁,m是匹配的记录数:
上面例子匹配了2条记录,所以上了2*2+1 = 5把锁,分别是

  1. abc=10, id =10 的普通索引记录上了Next-key Lock,这里的范围是:(下界值, 10]
  2. abc=10, id =15 的普通索引记录上了Next-key Lock,这里的范围是:(下界值, 10]
  3. id=10的聚集索引记录上了Record Lock(单条)
  4. id=15的聚集索引记录上了Record Lock(单条)
  5. abc=20的普通索引记录上了Gap-key Lock,这里的范围是:(10, 20)

无匹配索引

先在Session2 rollback上一个SQL,再执行SQL如下(按abc=1):

beginupdate ct set remark ='没有abc=1的记录~~'where abc =1;
注意不要commit或rollback,以便于我们分析行锁

然后我们在"Session1"查看锁的详细信息

showengineinnodbstatus\G;

我们主要看TRANSACTIONS这段,如下图:
在这里插入图片描述

小结:

等值查询 未匹配到 普通索引 时,行级锁 会上一把 间隙锁,与聚集索引和唯一索引的规则相同,具体不做赘述。

总结

再次说明:本文分析加锁规则的事务隔离级别为:默认的

可重复读(RR)事务隔离级别

有匹配索引
有唯一性的索引,都会降级为Record Lock。

  • 聚集索引:对唯一匹配的 索引记录 上了 Record Lock,这里是Next-key Lock降级优化为 Record Lock;
  • 唯一索引:对唯一匹配的 索引记录 上了 Record Lock,对应的 聚集索引记录 也上了Record Lock,都是Next-key Lock降级优化为 Record Lock;
  • 普通索引:对所有匹配的 索引记录 都上了 Next-key Lock,对应的 聚集索引记录 都上了Record Lock, 另外,对匹配索引记录的next key记录上了Gap Lock。(相当于把自身和前后的间隙都加锁了)

无匹配索引

  • 对于聚集索引、唯一索引、普通索引,都只上了一把Gap Lock间隙锁,锁的是 若条件值存在 的 next key索引记录。

如果感觉不错,请收藏本专栏,后面还有更详细的锁机制陆续放出。
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