MySQL学习-加锁规则

前言

上篇文章我们知道了产生幻读的原因 ,以及 innoDB 中解决幻读的方案 ,这篇文章中我将介绍关于 in share mode 和 for update 这两种上锁在可重复读事务下的一些规则 .
文章部分描述和图片来自<<MySQL 45讲>> ,属于学习总结 ,半原创

规则

课程中讲到了几点规则, 该规则的前提是 :
MySQL后面的版本可能会改变加锁策略，所以这个规则只限于截止到现在的最新版本，即5.x系列<=5.7.24，8.0系列 <=8.0.13。

在分析得出最终加锁的结果前 ,我们一般可以从两个角度去分析

• 谁加锁 ,是主键索引还是非聚集索引 , 如果是非聚集索引加的锁那么我更新一条主键相关的记录是否就是没问题的

• 加锁范围 ,到底是从哪里锁到哪里 ,是开闭区间
  抓住这两个相信你分析加锁的逻辑的时候会有所帮助.
  加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。

• 原则1：加锁的基本单位是next-key lock。希望你还记得，next-key lock是前开后闭区间。

• 原则2：查找过程中访问到的对象才会加锁。

• 优化1：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。

• 优化2：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。

• 一个bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

我们用一张表用于做例子使用 ,建表语句如下:

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;


insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

上述总结为2个原则 ,2个优化 ,1个bug .我们对上面的规则做一下说明.

• 首先我们分析加锁的过程中是先根据原则再根据是否符合优化点得出加锁的逻辑的. 下面我们会有例子表述

• 优化1中给唯一索引加锁 ,我们自然而然地想到是 where id = x for update 这种情况 (id为主键索引) ,当然不限于这种情况, 也有可能是 where 非聚集索引 = x for update ,也会锁住唯一索引 .

• 注意两个优化中指的是 等值判断 而不是 范围查询

案例说明

以下案例均来自课程 ,非原创

案例一: 等值查询间隙锁

由于表t中没有id=7的记录，所以用我们上面提到的加锁规则判断一下的话：

• 根据原则1，加锁单位是next-key lock，session A加锁范围就是(5,10]；

• 同时根据优化2，这是一个等值查询(id=7)，而id=10不满足查询条件，next-key lock退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)。

上锁对象 : 主键索引 , 范围 : (5,10)
所以，session B要往这个间隙里面插入id=8的记录会被锁住，但是session C修改id=10这行是可以的。

案例二：非唯一索引等值锁

第二个例子是关于覆盖索引上的锁：

这里session A要给索引c上c=5的这一行加上读锁.

• 根据原则1，加锁单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。

• 要注意c是普通索引，因此仅访问c=5这一条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到c=10才放弃。根据原则2，访问到的都要加锁，因此要给(5,10]加next-key lock。

• 但是同时这个符合优化2：等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个等值条件，因此退化成间隙锁(5,10)。

• 根据原则2 ，只有访问到的对象才会加锁，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索引，所以主键索引上没有加任何锁，这就是为什么session B的update语句可以执行完成。

上锁对象 : 非聚集索引 , 范围 : (0,10)
但session C要插入一个(7,7,7)的记录，就会被session A的间隙锁(5,10)锁住。

需要注意，在这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是for update就不一样了。 执行 for update时，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。

这个例子说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。比如，将session A的查询语句改成select d from t where c=5 lock in share mode。你可以自己验证一下效果。想想这是为啥 ,因为非聚集的那颗B+树保存的是主键索引呀 ,找到后就直接返回了 ,不用回表.

也就是说我们在可重复读事务隔离级别给使用到了覆盖索引的记录上S锁的时候有可能是没锁到的!!解决方案有两种 :

• 不使用覆盖索引
• 使用 for update 强行上X锁 ,直接把主键索引锁住

案例三：主键索引范围锁

第三个例子是关于范围查询的。

举例之前，你可以先思考一下这个问题：对于我们这个表t，下面这两条查询语句，加锁范围相同吗？

mysql> select * from t where id=10 for update;
mysql> select * from t where id>=10 and id<11 for update;

范围查询 ,优化中是等值查询 ,所以两个优化都无效了

你可能会想，id定义为int类型，这两个语句就是等价的吧？其实，它们并不完全等价。

在逻辑上，这两条查语句肯定是等价的，但是它们的加锁规则不太一样。现在，我们就让session A执行第二个查询语句，来看看加锁效果。

现在我们就用前面提到的加锁规则，来分析一下session A 会加什么锁呢？

• 开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(5,10]。 根据优化1， 主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁。

• 范围查找就往后继续找，找到id=15这一行停下来，因此需要加next-key lock(10,15]。

所以，session A这时候锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]。这样，session B和session C的结果你就能理解了。

这里你需要注意一点，首次session A定位查找id=10的行的时候，是当做等值查询来判断的，而向右扫描到id=15的时候，用的是范围查询判断。

案例四：非唯一索引范围锁

接下来，我们再看两个范围查询加锁的例子，你可以对照着案例三来看。

需要注意的是，与案例三不同的是，案例四中查询语句的where部分用的是字段c。

图4 非唯一索引范围锁
例子中是范围查询, 所以肯定用不到优化
这次session A用字段c来判断，加锁规则跟案例三唯一的不同是：在第一次用c=10定位记录的时候，索引c上加了(5,10]这个next-key lock后，由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，也就是说不会蜕变为行锁，因此最终sesion A加的锁是，索引c上的(5,10] 和(10,15] 这两个next-key lock。

所以从结果上来看，sesson B要插入（8,8,8)的这个insert语句时就被堵住了。

这里需要扫描到c=15才停止扫描，是合理的，因为InnoDB要扫到c=15，才知道不需要继续往后找了。

案例五：唯一索引范围锁bug

前面的四个案例，我们已经用到了加锁规则中的两个原则和两个优化，接下来再看一个关于加锁规则中bug的案例。

图5 唯一索引范围锁的bug
session A是一个范围查询，按照原则1的话，应该是索引id上只加(10,15]这个next-key lock，并且因为id是唯一键，所以循环判断到id=15这一行就应该停止了。

但是实现上，InnoDB会往前扫描到第一个不满足条件的行为止，也就是id=20。而且由于这是个范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上。

所以你看到了，session B要更新id=20这一行，是会被锁住的。同样地，session C要插入id=16的一行，也会被锁住。

为什么说是个bug呢?

照理说，这里锁住id=20这一行的行为，其实是没有必要的。因为扫描到id=15，就可以确定不用往后再找了。但实现上还是这么做了.

案例六：非唯一索引上存在"等值"的例子

接下来的例子，是为了更好地说明“间隙”这个概念。这里，我给表t插入一条新记录。

mysql> insert into t values(30,10,30);

新插入的这一行c=10，也就是说现在表里有两个c=10的行。那么，这时候索引c上的间隙是什么状态了呢？你要知道，由于非唯一索引上包含主键的值，所以是不可能存在“相同”的两行的。

图6 非唯一索引等值的例子
可以看到，虽然有两个c=10，但是它们的主键值id是不同的（分别是10和30），因此这两个c=10的记录之间，也是有间隙的。

图中我画出了索引c上的主键id。为了跟间隙锁的开区间形式进行区别，我用(c=10,id=30)这样的形式，来表示索引上的一行。

现在，我们来看一下案例六。

这次我们用delete语句来验证。注意，delete语句加锁的逻辑，其实跟select ... for update 是类似的，也就是我在文章开始总结的两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。

图7 delete 示例
这时，session A在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录。同样地，根据原则1，这里加的是(c=5,id=5)到(c=10,id=10)这个next-key lock。

然后，session A向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。根据优化2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成(c=10,id=10) 到 (c=15,id=15)的间隙锁。

也就是说，这个delete语句在索引c上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分。

图8 delete加锁效果示例
这个蓝色区域左右两边都是虚线，表示开区间，即(c=5,id=5)和(c=15,id=15)这两行上都没有锁。

没啥问题 ,只是让大家更加深刻地知道了`间隙`这个东西

案例七：limit 语句加锁

例子6也有一个对照案例，场景如下所示：

图9 limit 语句加锁
这个例子里，session A的delete语句加了 limit 2。你知道表t里c=10的记录其实只有两条，因此加不加limit 2，删除的效果都是一样的，但是加锁的效果却不同。可以看到，session B的insert语句执行通过了，跟案例六的结果不同。

这是因为，案例七里的delete语句明确加了limit 2的限制，因此在遍历到(c=10, id=30)这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。

因此，索引c上的加锁范围就变成了从（c=5,id=5)到（c=10,id=30)这个前开后闭区间，如下图所示：

图10 带limit 2的加锁效果
可以看到，(c=10,id=30）之后的这个间隙并没有在加锁范围里，因此insert语句插入c=12是可以执行成功的。

这个例子对我们实践的指导意义就是，在删除数据的时候尽量加limit。这样不仅可以控制删除数据的条数，让操作更安全，还可以减小加锁的范围。

当然我得知道后面有两条数据 ,这个可以先 `select` 然后再执行 delete , 或是delete后面跟一个子语句获得记录条数

案例八：一个死锁的例子

前面的例子中，我们在分析的时候，是按照next-key lock的逻辑来分析的，因为这样分析比较方便。最后我们再看一个案例，目的是说明：next-key lock实际上是间隙锁和行锁加起来的结果。

你一定会疑惑，这个概念不是一开始就说了吗？不要着急，我们先来看下面这个例子：

图11 案例八的操作序列
现在，我们按时间顺序来分析一下为什么是这样的结果。

• session A 启动事务后执行查询语句加lock in share mode，在索引c上加了next-key lock(5,10] 和间隙锁(10,15)；

• session B 的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10] ，进入锁等待；

• 然后session A要再插入(8,8,8)这一行，被session B的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB让session B回滚。

你可能会问，session B的next-key lock不是还没申请成功吗？

其实是这样的，session B的“加next-key lock(5,10] ”操作，实际上分成了两步，先是加(5,10)的间隙锁，加锁成功；然后加c=10的行锁，这时候才被锁住的。

也就是说，我们在分析加锁规则的时候可以用next-key lock来分析。但是要知道，具体执行的时候，是要分成间隙锁和行锁两段来执行的。

也就是实际上 session B 在等 session A 对于 `id = 10` 这个行锁的释放 ,而对于 session A 而后执行的 `insert` 操作又依赖于 session B 间隙锁的释放 ,所以两者互相依赖,形成死锁

总结

今天学习了可重复读隔离级别下加锁的规则

参考资料

• <<MySQL45讲>>