【MySQL】深入分析锁机制（一）行锁加锁规则之等值查询

文章目录

前言
一、入分共享锁（S）和排它锁（X）
二、析锁行锁询行锁的机制加锁3种算法
- Record Lock
- Gap Lock
- Next-key Lock
三、加锁规则之等值查询
- 分析数据准备
- 3.1 聚集索引
- - 有匹配索引
  - 无匹配索引
- 3.2 唯一索引
- - 有匹配索引
  - 无匹配索引
- 3.3 普通索引
- - 有匹配索引
  - 无匹配索引
总结

前言

如何控制并发是规则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等值查问题，设计了事务隔离机制、入分锁机制、析锁行锁询MVCC机制等等，机制加锁用一整套机制来解决并发问题，规则接下来会分几篇来分析MySQL5.7版本InnoDB引擎的等值查锁机制。

由于锁机制的入分内容很多，一篇写完字数太多，析锁行锁询所以我决定分几篇来逐步更新。机制加锁行锁更重要，规则优先从行锁说起，等值查然后再说表锁。
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 mode	S	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 update	X	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/delete	X	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或邻键锁，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：

CREATE TABLE `ct` (  `id` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT,  `name` varchar(20) NOT NULL,  `abc` int(10) unsigned NOT NULL,  `abc_uk` int(10) unsigned NOT NULL,  `remark` varchar(100) DEFAULT NULL,  PRIMARY KEY (`id`),  UNIQUE KEY `uk_abc_uk` (`abc_uk`) USING BTREE,  KEY `idx_abc` (`abc`)) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8mb4;INSERT INTO `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   |+----+--------+-----+--------+--------+4 rows in set (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：

SET GLOBAL innodb_status_output=ON;SET GLOBAL 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和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

在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

show engine innodb status\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 row lock(s)就代表上了1个行锁（不要理解成只锁了1行🐼）；
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)；
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Session2rollback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

show engine innodb status\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：

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。
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Session2rollback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

show engine innodb status\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：
锁了一条唯一索引记录（abc_uk=10）
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Session2rollback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

show engine innodb status\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Session2rollback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

show engine innodb status\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：

RECORD LOCKS后面带locks rec but not gap：这说明是无间隙的Record Lock
RECORD LOCKS后面带locks gap before rec：这说明是间隙锁Gap Lock
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：
abc=10的普通索引记录上了Next-key Lock，这里的范围是：(下界值, 10]
id=10的聚集索引记录上了Record Lock（单条）
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

INSERT INTO `ct`(`id`, `name`, `abc`, `abc_uk`, `remark`)  VALUES (11, '英国', 1, 21, NULL);INSERT INTO `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

INSERT INTO `ct`(`id`, `name`, `abc`, `abc_uk`, `remark`) VALUES (1, '英国', 11, 21, NULL); INSERT INTO `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：

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;
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;
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：

INSERT INTO `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   |+----+----------+-----+--------+--------+5 rows in set (0.00 sec)

先在Session2rollback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, 2 rows affected (0.00 sec)Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 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

show engine innodb status\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
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]
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]
id=10的聚集索引记录上了Record Lock（单条）
id=15的聚集索引记录上了Record Lock（单条）
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Session2rollback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

show engine innodb status\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：