MySQL的 INNODB的锁

ゝ一世哀愁。 2022-04-25 08:46 222阅读 0赞

锁是数据库系统系统区别于文件系统的一个关键特性。

### lock和 latch ###

latch

latch在MySQL中是用来保证并发多线程操作操作临界资源的锁，锁定的对象线程，是和咱们使用的Java等传统语言中的锁意义相近，而且没有死锁检测的机制。

lock

lock是MySQL中在事务中使用的锁，锁定的对象是事务，来锁定数据库中表、页、行；通常只有在事务commit或者rollback后进行释放。lock是有死锁机制的，当出现死锁时，lock有死锁机制来解决死锁问题：超时时间(参数innodb\_lock\_wait\_timeout)、wait-for graph。

我们通常讲的MySQL的“锁”，一般就是说的lock。

以下就是InnoDB中“锁”的大分类：  
![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl8zODI5NDk5OQ_size_16_color_FFFFFF_t_70]

### lock的种类 ###

MySQL Lock大体上可以分为：表锁、行锁、意向锁三种。

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl8zODI5NDk5OQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 1]

共享/排他锁

行锁分为：S Lock和X Lock。S Lock ：读锁；X Lock：写锁。 两锁之间的兼容性如下。

X       S
    X  不兼容   不兼容
    S  不兼容    兼容

简单总结为：读锁可以读，读锁不可写；写锁不可读也tm不可写。

意向锁

InnoDB支持多粒度的锁，即：允许表锁和行锁同时存在。 但是，假如表锁覆盖了行锁的数据，所以表锁和行锁也会产生冲突。如:

trx1 BEGI
    trx1 给 T1 加X锁修改数据。
    trx2 BEGIN
    trx2 给 T1 加表锁修改表结构

这样，表锁和行锁之间就产生了冲突，为了解决这种表锁和行锁共存的问题，就产生了意向锁这个东西。 意向锁：从字面意思也很好理解，就是提前表明一个“意向”。

意向锁分为：

1.  意向共享锁。它预示着，事务有意向对表中的"某些行"加S锁。select xxxx lock in share mode，要设置IS锁。
2.  意向排他锁。它预示着，事务有意向表中的“某些行”加X锁。select xxx for update，要设置IX锁。

但意向锁仅仅是表明意向，它其实非常弱，意向锁之间可以相互并行，并不是排斥的： 意向锁之间的兼容性问题：

IS IX
    IS 兼容 兼容
    IX 兼容 兼容

但是，意向锁可以和行锁互斥。

S X

IS 兼容 互斥不兼容

IX 互斥不兼容 互斥不兼容

于是，上述现象就变为了：

trx1 BEGIN
    trx1 给 T1 先加IX ，然后在某一行记录加X锁。
    trx2 BEGIN
    trx2 给 T1 加表锁（事务被阻塞，等待加锁成功)
    trx2 修改表结构

主键自增锁

自增锁(auto-inc Locks)是一种特殊的表级锁，专门针对事务插入AUTO\_INCREMENT类型的列，往往就是主键列。可以保证主键的值自增是“原子操作”，不会出现一致性、唯一性问题。

### 行锁的具体分类 ###

![在这里插入图片描述][20190530203951933.png]  
InnoDB存储引擎有以上3种行锁算法。以上3种，都是实现在索引上的。

记录锁(Record Lock)

记录锁(Record Lock)总是会去锁住索引记录。 假如没有任何一个索引，那么InnoDB会锁住隐形创建的那个主键。

注意：这里锁的是索引，不一定只是主键索引哦，还可能是二级普通索引。

间隙锁(Gap Lock)

顾名思义，它会封锁索引记录中的“缝隙”，让制其他事务在“缝隙”中插入数据。 它锁定的是一个不包含索引本身的范围。

例如以下索引数据：

![在这里插入图片描述][2019053020401273.png]  
间隙锁(Gap Lock)可以锁的将是以下范围  
![在这里插入图片描述][20190530204030668.png]

具体的范围还要根据查询条件不同而定。 间隙锁开启的事务隔离级别是 Repeatable Read，如果把数据库事务级别降为Read Committed(默认是 Repeatable Read)，间隙锁则会自动失效。

临键锁(Next-Key Lock)

Next-Key Lock可以说是记录锁(Record Lock)和间隙锁（Gap Lock）的组合，既封锁了"缝隙"，又封锁了索引本身。

还是上面的索引数据：

![在这里插入图片描述][20190530204102733.png]  
临键锁(Next-Key Lock)锁住的范围将是:

![在这里插入图片描述][20190530204123671.png]

Next-key Lock在索引具有唯一性的时候，例如主键索引的数据，将会降级为记录锁(Read Lock)，以增加并发性。 例如:

以上情况，就会把Next-key Lock降级为记录锁(Read Lock)

### 再谈不可重复读(No Reaptable Read)和幻读(Phantom Problem) ###

有些很权威的书中认为这俩是同一个概念，例如:<<MySQL技术内幕 InnoDB存储引擎>>。 但是就目前网络上的众多总结和个人看法，认为区别如下：

不可重复读：修改。在同一个事务中，主要是说多次读取一条记录, 发现该记录中某些列值被修改过。 幻读:增加或者删除。在同一个事务中，同一条完全相同的查询语句返回的结果集行数不同。

参考：[https://stackoverflow.com/questions/11043712/what-is-the-difference-between-non-repeatable-read-and-phantom-read][https_stackoverflow.com_questions_11043712_what-is-the-difference-between-non-repeatable-read-and-phantom-read]

认真的说，多版本并发控制 MVCC（读）和 临键锁 Next-Key Lock（写）共同解决了幻读问题。

关于MVCC的原理，就是每份数据会有快照，事务中读取数据(简单的select xxx from，select xx from xx for update或者select xx from xxx in share mode不行)的时候，如果数据被锁住了，就读以前留下的快照数据。在此不过多赘述了。

以下为多版本并发控制原理图

![在这里插入图片描述][watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl8zODI5NDk5OQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]  
MVCC只在Read Committed和Repeatable Read下会开启。但是在这两种隔离级别下对于快照指定的数据定义不同。

在Read Committed下，MVCC读取的是被锁定数据的最新的一份数据。 在Repeatable Read下，MVCC读取的是事务刚开始时候的数据。

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[20190530204030668.png]: /images/20220125/7f4ec7732c7141c69442cb0882d06d96.png
[20190530204102733.png]: /images/20220125/cea5ebc31bbe495ea7cb001b021b767d.png
[20190530204123671.png]: /images/20220125/54c0f59dad304e559feb26f0f6c0e4fd.png
[https_stackoverflow.com_questions_11043712_what-is-the-difference-between-non-repeatable-read-and-phantom-read]: https://stackoverflow.com/questions/11043712/what-is-the-difference-between-non-repeatable-read-and-phantom-read
[watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3dlaXhpbl8zODI5NDk5OQ_size_16_color_FFFFFF_t_70 2]: /images/20220125/e6aa0593e60445b4bcf7c5c2a6347cf2.png