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MySQL的锁（InnoDB）【学习笔记】

news 来源：原创 2025/4/28 8:53:45

MySQL的锁（InnoDB）

知识来源：

《MySQL是怎样运行的》--- 小孩子4919
MySQL 是怎么加锁的？ | 小林coding

MySQL实现事务的不同隔离级别，是通过MVCC和锁。锁分为不同的类型，和对应的记录、表还有变量关联。当有事务获取到一把锁后，其他的事务根据锁的类型，选择等待或者直接再次获取到锁。

加锁的本质

一开始内存中本没有锁
当有事务T1想对记录改动时，就会查看内存中有无和记录关联的锁结构
没有的话就创造一个锁结构与之关联（成功加锁），记录事务信息、并且将is_waiting设置为false，意为不阻塞。
后面事务T2，想修改这条记录，发现已经有锁结构与之相关联，就会再创造一个锁结构，记录事务信息，并且将is_waiting设置为true，意为被阻塞（加锁失败）
等到事务T1，修改完记录，就会查看内存中是否有其他锁结构与该记录关联，如果有，就唤醒那些阻塞的事务。被唤醒的事务T2会将锁结构的is_waiting设为false（重新加锁）
TIPS：当然不是每个修改记录的语句都会创造一个锁结构，当满足一些条件之后，那些修改记录的语句就会塞到一个锁结构里面，后面【锁的结构】的一堆比特位就是用来存储的。

锁的分类

表级锁
- 元数据锁
- 表级读写锁（S/X），实现对表的锁定
  - S表示读锁，也叫共享锁，一个事务占有了一张表的S锁，其他事务可以占有这张表的S锁，但是获取这张表的X锁时会被阻塞
  - X表示写锁，也叫独占锁、排他锁，一个事务占有了一张表的X锁，其他事务获取这张表的S/X锁时会被阻塞
- AUTO-INC锁，用于给AUTO_INCREMENT修饰的字段自增时加锁，避免字段重复。
- 表级读写意向锁（IS/IX），在获取一张表中记录的S/X锁前，会先对这张表加上对应的IS/IX意向锁。
  - IS表示读意向锁，IX表示写意向锁。IS-IS、IS-IX、IX-IX都互相兼容。
  - 因为在对表加上S/X锁前，表中的记录的S/X锁不能被占有（SS互相兼容属于特例）。如果没有意向锁，则需要遍历整张表来查看是否能加上表锁。
  - 比如：表中的记录1被加上了S锁、记录1000被加上了X锁，这时我想对这张表加上S锁，会先查看记录1加上了S锁，那么继续遍历记录2、3、4...，直到遍历到记录1000才发现被加上了X锁，这时就会被阻塞。
  - 但是我如果在加上加上行级锁，提前加上对应的意向锁。还是上面的例子，我加上表的S锁时，发现这张表有IS和IX锁，就知道表中有记录被加上了S、X锁，那么就立刻被阻塞。
行级锁
- 记录读写锁（I/X），Record Lock，锁定莫一条记录。
- 间隙锁，Gap Lock，加在某一条记录上，锁定这条记录前的一个区间。比如：有记录1（id为20）、记录2（id为30），对记录2加上间隙锁，此时id为（10，20）就被锁定了，就不能插入id为11~19的记录了（id为10、20本就存在，插入就会报错）。
- Next-Key读写锁，记录读写锁和间隙锁的结合版，还是上面的例子，加在记录2上，就会锁定id为（10,20]，注意此时插入id为20的记录就不是报错，而是先阻塞了。
- 插入意向锁，如果有事务对一个区间加上了间隙锁（当然Next-Key锁包含间隙锁），那么另一个事务的对该区间的插入操作就会被阻塞，这时会对加上间隙锁的记录再加上一个插入意向锁。就是一个标记，不能阻止其他事务对这条记录加上任何类型的锁。
- 隐式锁，当事务1在插入操作时（当然插入的区间不能加间隙锁），此时首先不会对任何记录加上任何锁。
  - 如果此时事务2使用select ... lock in share mode/select ... for update查看那条聚簇索引记录，由于事务1插入了那条记录，那条记录的trx_id则为事务1，事务2就会查看这个trx_id对应的事务1是否依然活跃，如果是，则会为事务1和自己生成都生成一个锁结构，并且自己阻塞起来。否则，自己加上对应的S/X锁
  - 如果事务2查看的是二级索引记录，那么就首先查看记录所在页的PAGE_MAX_TRX_ID属性，观察这个值是否小于系统最小的活跃事务id。如果是，则自己加上对应的S/X锁，否则，回表找到对应的聚簇索引记录再做判断。

锁的结构

在某些情况下，对多条记录的锁结构是可以放到同一个锁结构中的。需要同时满足下面的四个条件：
- 同一个事务加锁
- 被加锁的记录在同一个页面中
- 加锁的类型一致
- 等待状态一致（）
锁所在的事务信息，一个指向事务结构的指针
索引信息，指向索引信息的指针
表锁/行锁信息
- 表锁：表信息+其他信息
- 行锁：
  - Space ID，记录所在表空间id
  - Page Number，记录所在页号
  - n_bits，表示末尾一堆比特位的数量，大于等于页中记录数量
    - n_bits=(1+((n_recs + LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN)/8))*8
      - n_recs当前页面记录中heap_no最大值的大小（每在表中生成一条记录，就会将当前heap_no的值分配给新记录，heap_no就加1，初始值为2，0和1分别分配给了Infimum记录和Supermum记录）
      - LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN默认值64
  - 一堆比特位：类似一张bitmap，用来记录这锁作用于哪条记录，比特位映射记录的heap_no
type_mode，表示锁的类型，32位，分成lock_mode、lock_type和rec_lock_type三部分
- lock_mode，锁模式
  - LOCK_IS，共享意向锁
  - LOCK_IX，独占意向锁
  - LCOK_S，共享锁
  - LOCK_X，排他锁
  - LOCK_AUTO_INC，AUTO_INC锁
- lock_type，锁类型
  - LCOK_TABLE，表级锁
  - LCOK_REC，行级锁
- rec_lock_type，当lock_type为行级锁时，该部位有效，表示行锁的具体类型
  - LOCK_ORDINARY，Next-Key锁
  - LOCK_GAP，间隙锁
  - LOCK_REC_NOT_GAP，记录锁
  - LOCK_INSERT_INTENTION，插入意向锁
- LOCK_WAIT，独占整个type_mode的第9位，1表示成功加上锁，0表示等待其他事务释放锁

语句执行底层

select语句
- select ... lock in share mode，底层会加上S型锁（具体是记录锁还是Next-Key锁需要具体分析，下面的S/X锁都是如此）
- select ... for update，底层加上X锁
delete语句
- 首先对需要删除的记录尝试加上X锁（失败则阻塞），然后执行delete mark操作
update语句
- 如果未修改主键字段
  - 前后记录的字段的值占用空间没有丝毫变化，则首先获取记录的X锁，然后执行原地更新操作
  - 否则，获取该记录的X锁，然后彻底删除这条记录，最后根据原纪录和修改字段执行insert语句
- 修改主键字段
  - 首先对该记录执行delete操作，然后根据原纪录和修改字段执行insert语句
insert语句
- 首先判断新纪录要插入的位置有没有加锁（可能是记录锁、间隙锁、Next-Key锁），如果加了，就给加锁的记录再加上插入意向锁，然后阻塞
- 如果没有被阻塞，则会直接插入记录，对该记录加上隐式锁。

语句加锁分析

首先明确锁和MVCC是用来实现事务隔离级别，用来解决事务并发问题的。事务的并发问题有脏写、脏读、不可重复读、幻读。事务的隔离级别分为读未提交、读已提交、可重复读、串行化。MVCC看这篇MySQL的MVCC【学习笔记】-CSDN博客

区分两个读的而概念：

一致性读（Consistent Read），也叫快照读，读取时生成Read View

锁定读（Lock Read），也叫当前读，读取前会尝试获取锁

普通的select语句

读未提交，直接读最新记录
读已提交，在事务每次执行普通的select语句时都会生成一个Read View
可重复读，事务第一次执行普通的select语句时生成一个Read View，可以避免绝大部分的幻读，但是在特殊情况下依旧会有幻读发生。
串行化
- 系统变量autocommit为0时，禁止自动提交，普通的select语句会转化成select ... lock in share mode，加锁情况和可重复读一样。
- 系统变量autocommit为1时，开启自动提交，每次执行普通的select语句会生成一个MVCC

锁定读

包含以下四种语句：

select ... lock in share mode，主动给记录加行级共享锁

select ... for update，主动给记录加行级排他锁

update ...，首先会查对应的记录，加上行级排他锁，然后再进行更新操作

更新聚簇索引记录，且每个字段前后占用空间不变，则加上记录锁，原地更新

更新聚簇索引记录，并且更新非主键字段，

delete ...，首先会查对应的记录，加上行级排他锁，然后再进行删除操作

下面就以select ... lock in share mode作为案例，演示流程：

普通情况

读未提交和读已提交，属于同一种情况
- 首先确定索引扫描区间，找到第一条符合条件的记录，作为当前记录
- 为当前索引（二级索引或者聚簇索引）的记录加记录锁
- 如果是二级索引的话，会多一些步骤
  - 判断是否符合索引下推的条件，如果符合，则提前通过索引的其他字段筛选掉一部分记录（二级索引）
    - 例如：联合索引(name,age)，查询条件为where name like 'zhang%' and age=10，此时根据最左匹配原则，联合索引只用到了name这个字段筛选记录，但是如果开启了索引下推（ICP），那么就会把二级索引记录，再根据age字段，进一步筛选，减少回表次数。（！！！只能用于select语句，update、delete的隐式查询无效！！！）
  - 则进行回表操作，否则就选择下一条记录作为当前记录，从第一步开始。
  - 当然还会判断当前记录是否为扫描区间的边界，如果是，则直接向server层返回查询完毕，此时该记录的锁不会被释放（不论什么事务隔离级别）。
  - 回表操作，将记录（聚簇索引）加上记录锁
- 当前记录（聚簇索引）是否符合边界条件，符合的话，则释放掉当前记录的锁，否则执行下一步
- 将记录（聚簇索引）返回给server层，判断是否满足where的其他条件，满足的话则返回给客户端，不释放锁，否则释放掉锁。
- 获取下一条记录，作为当前记录（二级索引或者聚簇索引），从头开始
可重复读和串行化，属于同一种情况
- 和上述类似，只不过
  - 记录上加Next-Key锁，而不是记录锁。
  - 并且记录加上锁后就不会被释放了。
下面举几个例子：
- select * from hero where number>1 and number <=15 and country = '魏' lock in share mode;
  - 读未提交和读已提交
  - 可重复读和串行化
- select * from hero force index(idx_name) where name > 'c曹操' and name <= 'x荀彧' and country != '吴' lock in share mode;
  - 读未提交和读已提交
  - 可重复读和串行化
- Update hero set name = 'cao曹操' where number > 1 and number <=15 and country = '魏';
  - 读未提交和读已提交
    - 加锁过程不是锁定读，而是半一致性读（后面会讲）
  - 可重复读和串行化
    - 采用锁定读的方式加锁
- delete语句和select ... for update类似，只不过需要给对应的二级索引也都加上隐式锁，效果和X记录锁类似，update在二级索引加的也是隐式锁。
  - 读未提交和读已提交
    - 会使用半一致性读方式来加锁，而不是锁定读。
  - 可重复读和串行化
    - 采用锁定读的方式加锁。

特殊情况

首先明确精确匹配和唯一性匹配的概念
- 精确匹配：扫描区间的左右开区间都是同一个值，例如：[1，1]、[(1，1)，(1，1)]
- 唯一性搜索（unique search）：可以确定扫描区间中有且仅有一条记录，需要满足以下条件
  - 首先是精确匹配
  - 并且索引需要是聚簇索引或者唯一二级索引（搜索条件的值不能等于NULL）
  - 如果索引包含多个列，生成扫描区间的时候，每个列都要用到
精确匹配的情况
- select * from hero where name='c曹操' for update;
  - 读未提交和读已提交，不会为不符合区间的第一条数据加锁
  - 可重复读和串行化，为不符合区间的第一条数据加间隙锁而不是Next-Key锁
- select * from hero where name='g关羽' for update;
  - 读未提交和读已提交
    - 不会加任何锁
  - 可重复读和串行化
    - 会加上间隙锁
不是精确匹配的情况
- select * from hero where name>'d' and name <'1' for update;
  - 可重复读和串行化
    - 会为下一条记录加上Next-Key锁
- select * from hero where number>=8 for update;
  - 可重复读和串行化
    - 会为第一条记录符合区间的记录加上记录锁，而不是Next-Key锁
唯一性搜索的情况
- select * from hero where number=8 for update;
  - 无论什么隔离级别，都加上X记录锁（不会是Next-Key锁）
从右往左扫描的情况（一般都是从左往右）
- select * from hero force index(idx_name) where name>'c曹操' and name<= 'x荀彧' and country != '吴' order by name desc for update;
  - 可重复读和串行化
    - 会为合法区间外的后一条记录，加上间隙锁

半一致性读

读未提交、读已提交隔离级别在执行update语句时会使用半一致性读（Semi-Consistent Read）。介于一致性读和锁定读之间的读取方式。

当update语句读到被其他事务加上X锁的记录时，就会将该记录的最新版本读出来。
判断该记录是否满足where的匹配条件，如果不满足，就会跳过这条记录，读取下一条记录。
如果满足，就会对该记录加锁。
例如（隔离级别为读已提交）：
- 事务1执行：select * from hero where number=8 for update;
- 事务2执行：update hero set name='cao曹操' where number>=8 and number <20 and country!='魏';
  - 依次读取number为8、15、20的记录
  - 如果是锁定读的话，就会阻塞在读取number为8的记录，但此时是本一致性读，
  - 存储引擎就会先将记录返回给server层，判断不符合country!='魏的条件，直接掠过这条记录，server层让存储引擎继续读取后续记录

insert语句

正常情况前面已经说明了
但是插入过程如果报错了，那么就会报错，在报错前还会有一些操作：
- 遇到重复键（主键或者唯一键冲突）
  - 读未提交、读已提交，会给重复键冲突的记录加上S型记录锁
  - 可重复读、串行化，会给重复键冲突的记录加上S型Next-Key锁
  - 如果insert语句是，insert ... on duplicate key ...，则上述S型都变成X型
- 外键检查
  - 如果外键能在对应的表找到，那么无论什么隔离级别，都会给外键的表对应的记录加上S型记录所。
  - 如果找不到
    - 读未提交、读已提交，不加锁
    - 可重复读、串行化，外键的表对应的记录加上间隙锁（外键对应的下一条记录，原本有2、4两条记录，外键为3，那么给4加上间隙锁）

查看事务加锁情况

MySQL5.7
- show engine innodb status\G;
  - TRACSACTION段落存在
- select * from information_schema.innodb_trx;
  - 该表存储了 lnnoDB存储引擎当前正在执行的事务信息，包括事务 id（如果没有为该事务分配唯一的事务id，则会输出该事务对应的内存结构的指针）、事务状态（比如事务是正在运行还是在等待获取某个锁、事务正在执行的语句、事务是何时开启的）
- select * from information_schema.innodb_locks;
  - 记录锁的信息，但是只有在以下两种情况才会记录：
    - 如果一个事务想要获取某个锁但未获取到，则记录该锁信息
    - 如果一个事务获取到了某个锁，但是这个锁阻塞了别的事务，则记录该锁信息.
- select * from information_schema.innodb_lock_waits;
  - 表明每个阻塞的事务是因为获取不到哪个事务持有的锁而阻塞
MySQL8.0
- select * from performance_schema.data_locks;
  - LOCK_TYPE：锁的类型（RECORD行级锁，TABLE表级锁）
  - LOCK_MODE：锁的模式
    - X，REC_NOT_GAP ---X型记录锁
    - X，GAP ---X型间隙锁
    - X ---X型Next-Key锁

死锁

两个事务互相获取对方的锁就会发生死锁。
MySQL自己会自动将事务id较小的那个事务回滚，解除死锁。
可以通过show engine innodb status\G;查看死锁日志
- LATEST DETECTED DEADLOCK 段落（最近一次死锁日志）
- innodb_print_all_deadlocks设置为on，可以查看所有死锁日志