从一道数据库面试题彻谈MySQL加锁机制
原创
?导读
有一道关于「数据库锁」的面试题。我们发现其实很多 DBA （数据库管理员，Database administrator）包括工作好几年的 DBA 都答得不太好。这说明 MySQL 锁的机制其实还是比较复杂，值得深入研究。本文对3条简单的查询语句加锁情况进行分析，以期帮助各位开发者彻底搞清楚加锁细节。欢迎阅读~
首先来看这个面试题：
已知表t是 innodb 引擘，有主键：id（int类型)?，下面3条语句是否加锁？加锁的话，是什么锁？
1. select * from t where id=X;2. begin;select * from t where id=X;3. begin;select * from t where id=X for update; |
|---|
这里其实有很多依赖条件，并不能一开始就给出一个很确定的答复。我们一层层展开来分析。
01 MySQL 有哪些锁？
首先要知道 MySQL 有哪些锁。如上图所示，至少有12类锁。
其中，自增锁是事务向包含了 AUTO_INCREMENT 列的表中新增数据时会持有， predicate locks for spatial index ?为空间索引专用，本文不讨论这2类锁。
锁按粒度可分为全局、表级、行级，共3类。
1.1?全局锁
对整个数据库实例加锁。
加锁表现：数据库处于只读状态，阻塞对数据的所有 DML/DDL
加锁方式：?Flush tables with read lock?
释放锁：unlock tables(发生异常时会自动释放)
作用场景：全局锁主要用于做数据库实例的逻辑备份，与设置数据库只读命令?set global readonly=true?相比，全局锁在发生异常时会自动释放
1.2?表锁
对操作的整张表加锁，锁定颗粒度大，资源消耗少。不会出现死锁，但会导致写入并发度低。具体又分为3类：
1）显式表锁
分为共享锁（S）和排他锁（X）
显式加锁方式：lock tables ... read/write
释放锁：unlock tables(连接中断也会自动释放)
2） Metadata-Lock?（元数据锁）
MySQL5.5版本开始引入，主要功能是并发条件下，防止session1的查询事务未结束的情况下，session2对表结构进行修改，保护元数据的一致性。
在 session1 持有 metadata-lock 的情况下， session2 处于等待状态：show proces slist 可见?Waiting for table metadata lock?。其具体加锁机制如下：
- DML->先加MDL 读锁（ SHARED_READ，SHARED_WRITE ）
- DDL->先加MDL 写锁（ EXCLUSIVE ）
- 读锁之间兼容
- 读写锁之间、写锁之间互斥
3）Intention Locks（意向锁）
意向锁为表锁（表示为IS或者IX），由存储引擎自己维护，用户无法干预。
下面举一个例子说明其功能。假设有2个事务：T1和T2
T1:?锁住表中的一行，只能读不能写（行级读锁）。
T2:?申请整个表地写锁（表级写锁）。
如T2申请成功，则能任意修改表中的一行，但这与T1持有的行锁是冲突的。故数据库应识别这种冲突，让T2的锁申请被阻塞，直到T1释放行锁。
有2种方法可以实现冲突检测：
1、判断表是否已被其他事务用表锁锁住；
2、判断表中的每一行是否已被行锁锁住。
其中2需要遍历整个表，效率太低。因此 innodb 使用意向锁来解决这个问题：T1需要先申请表的意向共享锁（IS），成功后再申请某一行的记录锁S。
在意向锁存在的情况下，上面的判断可以改为：T2发现表上有意向共享锁IS，因此申请表地写锁被阻塞。
1.3 行锁
InnoDB?引擘支持行级别锁，行锁粒度小，并发度高，但加锁开销大，也可能会出现死锁。
加锁机制：innodb 行锁锁住的是索引页，回表时，主键地聚簇索引也会加上锁。
行锁具体类别如上图所示，包括：?Record lock/Gap Locks/Next-Key Locks?，每类又可分为共享锁（S）或者排它锁（X），一共2*3=6类，最后还有1类插入意向锁：
Record lock?（记录锁）：最简单的行锁，仅仅锁住一行。记录锁永远都是加在索引上的，即使一个表没有索引， InnoDB 也会隐式地创建一个索引，并使用这个索引实施记录锁。
Gap Locks?（间隙锁）：加在两个索引值之间的锁，或者加在第一个索引值之前，或最后一个索引值之后的间隙。使用间隙锁锁住的是一个区间，而不仅仅是这个区间中的每一条数据。间隙锁只阻止其他事务插入到间隙中，不阻止其他事务在同一个间隙上获得间隙锁，所以 gap x lock 和 gap s lock ?有相同的作用。它是一个左开右开区间：如（1，3）。
Next-Key Locks ：记录锁和间隙锁的组合，它指的是加在某条记录以及这条记录前面间隙上的锁。它是一个左开右闭区间：如（1，3】。
Insert?Intention?（插入意向锁）：该锁只会出现在 insert 操作执行前（并不是所有insert操作都会出现），目的是提高并发插入能力。它在插入一行记录操作之前设置一种特殊的间隙锁，多个事务在相同的索引间隙插入时，如果不是插入间隙中相同的位置就不需要互相等待。
TIPS:
1.不存在 unlock tables … read/write ，只有 unlock tables? 2. If a session begins a transaction, an implicit?UNLOCK TABLES?is performed?
02 锁的兼容情况
引入意向锁后，表锁之间的兼容性情况如下表：
总结：
意向锁之间都兼容。
X,IX和其它都不兼容（除了1）。
S,IS和其它都兼容（除了1,2）。
03 锁信息查看方式
MySQL 5.6.16版本之前，需要建立一张特殊表 innodb_lock_monitor ，然后使用??show engine innodb status??查看。
CREATE?TABLE?innodb_lock_monitor (a?INT)?ENGINE=INNODB;
DROP?TABLE?innodb_lock_monitor;MySQL 5.6.16版本之后，修改系统参数 innodb_status_output 后，使用show engine innodb status?查看。
set?GLOBAL?innodb_status_output=ON;
set?GLOBAL?innodb_status_output_locks=ON;每15秒输出一次INNODB运行状态信息到错误日志。
MySQL 5.7 版本之后
可以通过?information_schema.innodb_locks 查看事务的锁情况，但只能看到阻塞事务的锁；如果事务并未被阻塞，则在该表中看不到该事务的锁情况。
MySQL 8.0
删除 information_schema.innodb_locks ，添加
performance_schema.data_locks?，即使事务并未被阻塞，依然可以看到事务所持有的锁，同时通过?performance_schema.table_handles 、 performance_schema.metadata_locks?可以非常方便地看到元数据锁等表锁。
04 测试环境搭建
4.1 建立测试表
该表包含一个主键，一个唯一键和一个非唯一键：
CREATE?TABLE?`t`?(
`id`?int(11)?NOT?NULL,
`a`?int(11)?DEFAULT?NULL,
`b`?int(11)?DEFAULT?NULL,
`c`?varchar(10),
PRIMARY?KEY?(`id`),
unique?KEY?`a`?(`a`),
key?b(b))
ENGINE=InnoDB;4.2 写入测试数据
insert?into?t?values(1,10,100,'a'),(3,30,300,'c'),(5,50,500,'e');05 记录存在时的加锁
对于innodb引擘来说，加锁的2个决定因素：
一、当前的事务隔离级别。 二、当前记录是否存在。
假设 id 为3的记录存在，则在不同的4个隔离级别下3个语句的加锁情况汇总如下表( select ?3表示? select * from t where id =3)：
隔离级别 | select 2 | begin;select 2 | begin;select 2 for update |
|---|---|---|---|
RU | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
RC | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
RR | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
Serial | 无 | SHARED_READISS,REC_NOT_GAP：3 | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
分析：
使用以下语句在4种隔离级别之间切换：
set?global?transaction_isolation='READ-UNCOMMITTED';
set?global?transaction_isolation='READ-COMMITTED';
set?global?transaction_isolation='REPEATABLE-READ';
set?global?transaction_isolation='Serializable';对于 auto commit=true ， select? 没有显式开启事务（ begin ）的语句，元数据锁和行锁都不加，是真的“读不加锁”。
对于 begin ; select ... where id =3这种只读事务，会加元数据锁SHARED_READ，防止事务执行期间表结构变化，查询performance_schema.metadata_locks?表可见此锁：
对于 begin; select ... where id =3这种只读事务，MySQL在RC和RR隔离级别下，使用 MVCC 快照读，不加行锁，但在Serial隔离级别下，读写互斥，会加意向共享锁（表锁）和共享记录锁（行锁）。
对于begin; select ... where id=3 for update，会加元数据锁SHARED_WRITE。
对于begin; select ... where id=3 or update，4种隔离级别都会加意向排它锁（表锁）和排它记录锁（行锁），查询?performance_schema.data_locks?可见此2类锁。
06 记录不存在时的加锁
隔离级别 | select 2 | begin;select 2 | begin;select 2 for update |
|---|---|---|---|
RU | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIX |
RC | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIX |
RR | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,GAP：3 |
Serial | 无 | SHARED_READISS,GAP：3 | SHARED_WRITEIXX,GAP：3 |
分析：
当记录不存在的时候，RU和RC隔离级别只有意向锁，没有行锁了。
RR，Serial 隔离级别下，记录锁变成了?Gap Locks（间隙锁），可以防止幻读，lock_data 为3的 GAP lock 锁住区间（1，3），此时ID=2的记录插入会被阻塞。
那么对于主键范围查询，唯一键查询，非唯一键查询，在不同隔离级别下又是如何加锁的呢？
07 构造测试环境
该表包含一个主键，一个唯一键和一个非唯一键，有3条测试记录：
CREATE?TABLE?`t`?(
`id`?int(11)?NOT?NULL,
`a`?int(11)?DEFAULT?NULL,
`b`?int(11)?DEFAULT?NULL,
`c`?varchar(10),
PRIMARY?KEY?(`id`),
unique?KEY?`a`?(`a`),
key?b(b))
ENGINE=InnoDB;
insert?into?t?values(1,10,100,'a'),(3,30,300,'c'),(5,50,500,'e');08 主键范围读取
8.1 RR隔离级别
begin; select * from t where id>1 and id<7 for update;
原则1：innodb 行锁锁住的是索引页。
原则2：索引查找过程中访问到的对象会加锁。
原则3：RR 隔离级别为了防止幻读，存在间隙锁（GAP LOCK）。
原则4：加锁的基本单位是 next-key lock，next-key lock 是前开后闭区间。
所以加了3个 X 锁（锁定记录本身和之前的区间，等于间隙锁+行锁），分别锁定(1,3】，(3,5】，(5,+∞】区间。
说明：1. InnoDB 给每个索引加了一个不存在的最大值 supremum，代表+∞2.?幻读：当某个事务在读取某个范围内的记录时，另一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻读。 |
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09 唯一索引等值查询
9.1 RR隔离级别
begin; select * from t where a=30 for update;
原则1：innodb 行锁锁住的是索引页，回表时，主键地聚簇索引也会加上锁。
原则2：二级索引（非聚簇索引）的叶子节点包含了引用行的主键值。
原则3：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。
所以加了2个记录锁，记录锁30，3代表锁定唯一索引 a 上的（id=3,a=30）这条记录，记录锁3代表锁定了主键上的 id=3 这条记录。
9.2 RC隔离级别
begin; select * from t where a=30 for update;
对于该条语句，RC 隔离级别下加锁完全一样。
10 非唯一索引等值查询
10.1 RR隔离级别
begin; select * from t where b=300 for update;
原则：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。
所以对于非唯一索引 b，锁定了((b=100,id=1),(b=300,id=3)】区间和((b=300,id=3),(b=500,id=5))区间和主键上的 id=3。
begin; select * from t where b=400 for update;
可以看到，查询得值 b=400不存在，但加锁情况和 b=300值存在的时候是一样的。
10.2 RC隔离级别
begin; select * from t where b=300 for update;
原则：读提交隔离级别?(read-committed)?只有行锁，没有间隙锁。
所以只锁定了锁引 b 上的 (b=300,id=3) 和主键上的 id=3。
begin; select * from t where b=400 for update;
因为 RC 隔离级别没有间隙锁，所以 b=400 值不存在的时候，只有IX意向排它锁。
11 非唯一索引加覆盖索引
11.1 RR隔离级别
select id from t where b=300 lock in share?mode;
原则：如果一个索引包含所有需要查询的字段的值，就是覆盖索引，对于二级索引来说，可以避免对主键索引的查询（回表）。
因为二级索引 b 包括 (b,id)，所以主键索引上无锁。
因为是 lock in share mode 所以加的是共享锁（S）和共享意向锁（IS）。
12 无索引
begin; select * from t where c='aa' for update;
没有索引的时候，要全表扫描，有主键就扫主键。
所以锁定范围：(-∞,1]、(1,3]、(3,5]、(5,+supremum]，可以看出来把整张表都锁住了，所以对于实时业务一定要避免非索引查询。
13 总结
以上就是MySQL 加锁机制的详细分析，希望对你有帮助。
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