這次終於懂了，InnoDB 的七種鎖

MySQL 是目前世界上最流行的數據庫，InnoDB 是 MySQL 最流行的存儲引擎，它在大數據量高併發量的業務場景下，有着非常良好的性能表現，之所以如此，是和 InnoDB 的鎖機制相關。

總的來說，InnoDB 共有七種類型的鎖：

（1）自增鎖 (Auto-inc Locks)；

（2）共享 / 排它鎖 (Shared and Exclusive Locks)；
（3）意向鎖 (Intention Locks)；

（4）插入意向鎖 (Insert Intention Locks)；

（5）記錄鎖 (Record Locks)；

（6）間隙鎖 (Gap Locks)；

（7）臨鍵鎖 (Next-key Locks)；
今天和大家來逐一介紹。

文章較長，案例較多，請大家提前收藏，點贊，轉發，再看。

第一種，自增鎖**（Auto-inc Locks）**

【案例說明】

MySQL，InnoDB，默認的隔離級別 (RR)，假設有數據表：

t(id AUTO_INCREMENT, name);

數據表中有數據：

1, shenjian

2, zhangsan

3, lisi

事務 A 先執行，還未提交：

insert into t(name) values(xxx);

事務 B 後執行：

insert into t(name) values(ooo);

問：事務 B 會不會被阻塞？

【案例分析】

InnoDB 在 RR 隔離級別下，嘗試解決幻讀問題，上面這個案例中：

（1）事務 A 先執行 insert，會得到一條 (4, xxx) 的記錄，由於是自增列，故不用顯示指定 id 爲 4，InnoDB 會自動增長，注意此時事務並未提交；

（2）事務 B 後執行 insert，假設不會被阻塞，那會得到一條 (5, ooo) 的記錄；

此時，並未有什麼不妥，但如果，

（3）事務 A 繼續 insert：

insert into t(name) values(xxoo);

會得到一條 (6, xxoo) 的記錄。

（4）事務 A 再 select：

select * from t where id>3;

得到的結果是：

4, xxx

6, xxoo

畫外音：不可能查詢到 5 的記錄，在 RR 的隔離級別下，不可能讀取到還未提交事務生成的數據。

這對於事務 A 來說，就很奇怪了，AUTO_INCREMENT 的列，連續插入了兩條記錄，一條是 4，接下來一條變成了 6，就像莫名其妙的幻影。

【自增鎖】

自增鎖是一種特殊的表級別鎖（table-level lock），專門針對事務插入 AUTO_INCREMENT 類型的列。

最簡單的情況，如果一個事務正在往表中插入記錄，所有其他事務的插入必須等待，以便第一個事務插入的行，是連續的主鍵值。

畫外音：官網是這麼說的

An AUTO-INC lock is a special table-level lock taken by transactions inserting into tables with AUTO_INCREMENT columns. In the simplest case, if one transaction is inserting values into the table, any other transactions must wait to do their own inserts into that table, so that rows inserted by the first transaction receive consecutive primary key values.

與此同時，InnoDB 提供了 innodb_autoinc_lock_mode 配置，可以調節與改變該鎖的模式與行爲。

【假如不是自增列】

上面的案例，假設不是自增列，又會是什麼樣的情形呢？

t(id unique PK, name);

數據表中有數據：

10, shenjian

20, zhangsan

30, lisi

事務 A 先執行，在 10 與 20 兩條記錄中插入了一行，還未提交：

insert into t values(11, xxx);

事務 B 後執行，也在 10 與 20 兩條記錄中插入了一行：

insert into t values(12, ooo);

這裏，便不再使用自增鎖，那：

（1）會使用什麼鎖？

（2）事務 B 會不會被阻塞呢？

先賣個關子，下文再解答。

第二種，共享 / 排它鎖 (Shared and Exclusive Locks)

《InnoDB 併發如此高，原因竟然在這？》一文介紹了通用的共享 / 排它鎖，在 InnoDB 裏當然也實現了標準的行級鎖 (row-level locking)，共享 / 排它鎖：

（1）事務拿到某一行記錄的共享 S 鎖，纔可以讀取這一行；

（2）事務拿到某一行記錄的排它 X 鎖，纔可以修改或者刪除這一行；

其兼容互斥表如下：

即：

（1）多個事務可以拿到一把 S 鎖，讀讀可以並行；

（2）而只有一個事務可以拿到 X 鎖，寫寫 / 讀寫必須互斥；

 

共享 / 排它鎖的潛在問題是，不能充分的並行，解決思路是數據多版本，具體思路在《InnoDB 併發如此高，原因竟然在這？》介紹過，這裏不再深入展開。

第三種，意向鎖 (Intention Locks)

InnoDB 支持多粒度鎖 (multiple granularity locking)，它允許行級鎖與表級鎖共存，實際應用中，InnoDB 使用的是意向鎖。

意向鎖是指，未來的某個時刻，事務可能要加共享 / 排它鎖了，先提前聲明一個意向。

意向鎖有這樣一些特點：

（1）首先，意向鎖，是一個表級別的鎖 (table-level locking)；

（2）意向鎖分爲：

舉個例子：

select ... lock in share mode，要設置 IS 鎖；

select ... for update，要設置 IX 鎖；

（3）意向鎖協議 (intention locking protocol) 並不複雜：

（4）由於意向鎖僅僅表明意向，它其實是比較弱的鎖，意向鎖之間並不相互互斥，而是可以並行，其兼容互斥表如下：

 （5）額，既然意向鎖之間都相互兼容，那其意義在哪裏呢？它會與共享鎖 / 排它鎖互斥，其兼容互斥表如下：

畫外音：排它鎖是很強的鎖，不與其他類型的鎖兼容。這也很好理解，修改和刪除某一行的時候，必須獲得強鎖，禁止這一行上的其他併發，以保障數據的一致性。

第四種，插入意向鎖 (Insert Intention Locks)

對已有數據行的修改與刪除，必須加強互斥鎖 X 鎖，那對於數據的插入，是否還需要加這麼強的鎖，來實施互斥呢？插入意向鎖，孕育而生。

插入意向鎖，是間隙鎖 (Gap Locks) 的一種（所以，也是實施在索引上的），它是專門針對 insert 操作的。

畫外音：有點尷尬，間隙鎖下文才會介紹，暫且理解爲，它是一種實施在索引上，鎖定索引某個區間範圍的鎖。

它的玩法是：

多個事務，在同一個索引，同一個範圍區間插入記錄時，如果插入的位置不衝突，不會阻塞彼此。

畫外音：官網的說法是

Insert Intention Lock signals the intent to insert in such a way that multiple transactions inserting into the same index gap need not wait for each other if they are not inserting at the same position within the gap.

這樣，之前挖坑的例子，就能夠解答了。

在 MySQL，InnoDB，RR 下：

t(id unique PK, name);

數據表中有數據：

10, shenjian

20, zhangsan

30, lisi

事務 A 先執行，在 10 與 20 兩條記錄中插入了一行，還未提交：

insert into t values(11, xxx);

事務 B 後執行，也在 10 與 20 兩條記錄中插入了一行：

insert into t values(12, ooo);

（1）會使用什麼鎖？

（2）事務 B 會不會被阻塞呢？

回答：雖然事務隔離級別是 RR，雖然是同一個索引，雖然是同一個區間，但插入的記錄並不衝突，故這裏：

（1）使用的是插入意向鎖；

（2）並不會阻塞事務 B；

【思路小結】

（1）InnoDB 使用共享鎖，可以提高讀讀併發；

（2）爲了保證數據強一致，InnoDB 使用強互斥鎖，保證同一行記錄修改與刪除的串行性；

（3）InnoDB 使用插入意向鎖，可以提高插入併發；

【另一個案例】

假設不是插入併發，而是讀寫併發，又會是什麼樣的結果呢？

MySQL，InnoDB，默認的隔離級別 (RR)。

t(id unique PK, name);

數據表中有數據：

10, shenjian

20, zhangsan

30, lisi

事務 A 先執行，查詢了一些記錄，還未提交：

select * from t where id>10;

事務 B 後執行，在 10 與 20 兩條記錄中插入了一行：

insert into t values(11, xxx);

這裏：

（1）會使用什麼鎖？

（2）事務 B 會不會被阻塞呢？

繼續賣關子，下文解答。

【繼續插入，知識鋪墊】

InnoDB 的細粒度鎖，是實現在索引記錄上的，如果查詢沒有命中索引，也將退化爲表鎖。

【InnoDB 的索引】

InnoDB 的索引有兩類索引，聚集索引 (Clustered Index) 與普通索引 (Secondary Index)。

InnoDB 的每一個表都會有聚集索引：

（1）如果表定義了 PK，則 PK 就是聚集索引；

（2）如果表沒有定義 PK，則第一個非空 unique 列是聚集索引；

（3）否則，InnoDB 會創建一個隱藏的 row-id 作爲聚集索引；

爲了方便說明，後文都將以 PK 說明。

索引的結構是 B + 樹，這裏不展開 B + 樹的細節，說幾個結論：

（1）在索引結構中，非葉子節點存儲 key，葉子節點存儲 value；

（2）聚集索引，葉子節點存儲行記錄 (row)；

畫外音：所以，InnoDB 索引和記錄是存儲在一起的，而 MyISAM 的索引和記錄是分開存儲的。

（3）普通索引，葉子節點存儲了 PK 的值；

畫外音：

所以，InnoDB 的普通索引，如果未滿足索引覆蓋，實際上會掃描兩遍：

第一遍，由普通索引找到 PK；

第二遍，由 PK 找到行記錄；

索引結構，InnoDB/MyISAM 的索引結構，如果大家感興趣，未來撰文詳述。

舉個例子，假設有 InnoDB 表：

t(id PK, name KEY, sex, flag);

表中有四條記錄：

1, shenjian, m, A

3, zhangsan, m, A

5, lisi, m, A

9, wangwu, f, B

可以看到：

（1）第一幅圖，id PK 的聚集索引，葉子存儲了所有的行記錄；

（2）第二幅圖，name 上的普通索引，葉子存儲了 PK 的值；

對於：

select * from t where name=’shenjian’;

（1）會先在 name 普通索引上查詢到 PK=1；

（2）再在聚集索引上查詢到 (1,shenjian, m, A) 的行記錄；

有了上面的鋪墊，下文繼續介紹 InnoDB 剩下三種鎖：

（1）記錄鎖 (Record Locks)；

（2）間隙鎖 (Gap Locks)；

（3）臨鍵鎖 (Next-Key Locks)；

爲了方便講述，如無特殊說明，後文中，默認的事務隔離級別爲可重複讀 (Repeated Read, RR)。

第五種，記錄鎖 (Record Locks)

記錄鎖，它封鎖索引記錄，例如：

select * from t where id=1 for update;

它會在 id=1 的索引記錄上加鎖，以阻止其他事務插入，更新，刪除 id=1 的這一行。

需要說明的是：

select * from t where id=1;

是快照讀 (SnapShot Read)，它並不加鎖，具體在《InnoDB 併發如此高，原因竟然在這？》中做了詳細闡述。

第六種，間隙鎖 (Gap Locks)

間隙鎖，它封鎖索引記錄中的間隔，或者第一條索引記錄之前的範圍，又或者最後一條索引記錄之後的範圍。

依然是上面的例子，InnoDB，RR：

t(id PK, name KEY, sex, flag);

表中有四條記錄：

1, shenjian, m, A

3, zhangsan, m, A

5, lisi, m, A

9, wangwu, f, B

這個 SQL 語句

select * from t

where id between 8 and 15

for update;

會封鎖區間，以阻止其他事務 id=10 的記錄插入。

畫外音：

爲什麼要阻止 id=10 的記錄插入？

如果能夠插入成功，頭一個事務執行相同的 SQL 語句，會發現結果集多出了一條記錄，即幻影數據。

間隙鎖的主要目的，就是爲了防止其他事務在間隔中插入數據，以導致 “不可重複讀”。

如果把事務的隔離級別降級爲讀提交 (Read Committed, RC)，間隙鎖則會自動失效。

第七種，臨鍵鎖 (Next-Key Locks)

臨鍵鎖，是記錄鎖與間隙鎖的組合，它的封鎖範圍，既包含索引記錄，又包含索引區間。

更具體的，臨鍵鎖會封鎖索引記錄本身，以及索引記錄之前的區間。

如果一個會話佔有了索引記錄 R 的共享 / 排他鎖，其他會話不能立刻在 R 之前的區間插入新的索引記錄。

畫外音：原文是說

If one session has a shared or exclusive lock on record R in an index, another session cannot insert a new index record in the gap immediately before R in the index order.

依然是上面的例子，InnoDB，RR：

t(id PK, name KEY, sex, flag);

表中有四條記錄：

1, shenjian, m, A

3, zhangsan, m, A

5, lisi, m, A

9, wangwu, f, B

PK 上潛在的臨鍵鎖爲：

(-infinity, 1]

(1, 3]

(3, 5]

(5, 9]

(9, +infinity)

臨鍵鎖的主要目的，也是爲了避免幻讀 (Phantom Read)。如果把事務的隔離級別降級爲 RC，臨鍵鎖則也會失效。

畫外音：關於事務的隔離級別，以及幻讀，之前的文章一直沒有展開說明，如果大家感興趣，後文詳述。

【總結】

（1）自增鎖 (Auto-inc Locks)：表級鎖，專門針對事務插入 AUTO_INC 的列，如果插入位置衝突，多個事務會阻塞，以保證數據一致性；

（2）共享 / 排它鎖 (Shared and Exclusive Locks)：行級鎖，S 鎖與 X 鎖，強鎖；

（3）意向鎖 (Intention Locks)：表級鎖，IS 鎖與 IX 鎖，弱鎖，僅僅表明意向；

（4）插入意向鎖 (Insert Intention Locks)：針對 insert 的，如果插入位置不衝突，多個事務不會阻塞，以提高插入併發；

（5）記錄鎖 (Record Locks)：索引記錄上加鎖，對索引記錄實施互斥，以保證數據一致性；

（6）間隙鎖 (Gap Locks)：封鎖索引記錄中間的間隔，在 RR 下有效，防止間隔中被其他事務插入；

（7）臨鍵鎖 (Next-key Locks)：封鎖索引記錄，以及索引記錄中間的間隔，在 RR 下有效，防止幻讀；

InnoDB 的鎖，與索引類型，事務的隔離級別相關，更多更復雜更有趣的案例，後續和大家介紹。

本文由 Readfog 進行 AMP 轉碼，版權歸原作者所有。

猜你喜歡