面试命中率90%！面试官：你知道MySQL锁吗？

Posted 2021-11-03 该用户快成仙了

锁分类

当多个事务或进程访问同一个资源时，为了保证数据的一致性就会用到锁机制，在mysql中锁有多种不同的分类。

以操作粒度区分

行级锁、表级锁和页级锁

• 表级锁：每次操作锁住整张表。锁定的粒度大、开销小、加锁快；不会发生死锁，但发生锁冲突的概率极高，并发度最低，应用在InnoDB、MyISAM、BDB中；
• 行级锁：每次操作锁住一行数据。锁定的粒度小、开销大、加锁慢；会出现死锁，发生锁冲突的概率极低，并发度最高，应用在InnoDB中；
• 页级锁：每次锁定相邻的一组记录。锁定粒度、开销、加锁时间介于行级锁和表级锁之间；会出现死锁，并发度一般，应用在BDB中；

以操作类型区分

读锁、写锁

• 读锁（S）：共享锁，针对同一份数据，多个读操作可以同时进行不会互相影响；
• 写锁（X）：排它锁，当前写操作没有完成时，会阻塞其他读和写操作；

为了允许行锁和表锁的共存，实现多粒度的锁机制，InnoDB还有两种内部使用的意向锁，这两种意向锁都是表锁：

• 意向读锁（IS）、意向写锁（IX）：属于表级锁，S和X主要针对行级锁。在对表记录添加S或X锁之前，会先对表添加IS和IX锁，表明某个事务正在持有某些行的锁、或该事务准备去持有锁；意向锁存在是为了协调锁之间的关系，支持多粒度锁共存；

为什么意向锁是表级锁？

为了减少确认次数，提升性能：如果意向锁是行锁，需要遍历每一行去确认数据是否已经加锁；如果是表锁的话，只需要判断一次就知道有没有数据行被锁定；

意向锁是如何支持行级锁、表级锁共存的？

举例

• S锁：事务A对记录添加了S锁，可以对记录进行读取操作，不能做修改，其它事务可以对该记录追加S锁，但是不能追加X锁，追加X锁需要等记录的S锁全部释放；
• X锁：事务A对记录添加了X锁，可以对记录进行读和修改操作，其它事务不能对该记录做读和修改操作。

意向锁、共享锁和排它锁之间的兼容关系

• 意向锁相互兼容，因为IX和IS只是表明申请更低层次的级别元素的X、S操作；
• 表级S和X、IX不兼容，因为上了表级S锁后，不允许其它事务再加X锁；
• 上了表级X锁后，会修改数据，所以表级X锁和 IS、IX、S、X（即使是行排他锁，因为表级锁定的行肯定包括行级锁定的行，所以表级X和IX、行级X）不兼容。

以操作性能区分

乐观锁、悲观锁

• 乐观锁：一般采用的方式是对数据记录版本进行对比，在数据更新提交时才会进行冲突检测，如果发现冲突了，则提示错误信息；
• 悲观锁：在对一条记录进行修改时，为了避免被其他人修改，在修改数据之前先锁定再修改的方式。共享锁和排它锁是悲观锁的不同实现。

InnoDB的行锁

行锁的实现原理

意向锁是InnoDB自动加的，不需要用户干预；对于 UPDATE 、DELETE 和 INSERT 语句，InnoDB会自动给涉及的数据集增加排他锁（X）；对于普通的 SELECT 语句，InnoDB不会加任何锁；事务也可以通过以下语句显式的给记录集加共享锁

SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE 和排它锁 SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE 。

在InnoDB中，支持行锁和表锁，行锁又分为共享锁和排它锁。InnoDB行锁是通过对索引数据页上的记录加锁实现的。由于InnoDB行锁的实现特点，导致只有通过索引条件检索并且执行计划中真正使用到索引时InnoDB才会使用行锁 ；并且不论使用主键索引、唯一索引、普通索引，InnoDB都会使用行锁来进行加锁，否则InnoDB将使用表锁。

由于InnoDB是针对索引加锁，而不是针对记录加锁，所以即使多个事务访问不同行的记录，但如果使用的是相同的索引，还是会出现锁冲突的情况，甚至出现死锁。

行锁的不同实现

行锁的主要实现有三种： Record Lock 、 Gap Lock 和 Next-Key Lock 。

RecordLock：记录锁，锁定单个行记录的锁，RC和RR隔离级别支持。

GapLock：间隙锁，锁定索引记录间隙，确保索引记录的间隙不变。范围锁，RR隔离级别支持。（加锁之后间隙范围内不允许插入数据，防止发生幻读）

• Insert Intention：插入意向锁，插入意向锁中虽然含有意向锁三个字，但是它不属于意向锁，而是属于间隙锁，在insert时产生；意向锁是表锁，而插入意向锁是行锁。

Next-Key Lock：临键锁，它是记录锁和间隙锁的结合体，锁住数据的同时锁住数据前后范围。记录锁+范围锁，RR隔离级别支持。

insert 的加锁流程：

执行 insert 之后，如果没有任何冲突，在 show engine innodb status 命令中是看不到任何锁的，这是因为 insert 加的是隐式锁。什么是隐式锁？隐式锁的意思就是没有锁！

所以，根本就不存在先加插入意向锁，再加排他记录锁的说法，在执行 insert 语句时，什么锁都不会加。当其他事务执行 select ... lock in share mode 时触发了隐式锁的转换。

InnoDb 在插入记录时，是不加锁的。如果事务 A 插入记录且未提交，这时事务 B 尝试对这条记录加锁：事务 B 会先去判断记录上保存的事务 id 是否活跃，如果活跃的话，那么就帮助事务 A 去建立一个锁对象（排他记录锁），然后自身进入等待事务 A 状态，这就是所谓的隐式锁转换为显式锁。

结论：

执行 insert 语句，判断是否有和插入意向锁冲突的锁，如果有，加插入意向锁，进入锁等待；如果没有，直接写数据，不加任何锁；

执行 select ... lock in share mode 语句，判断记录上是否存在活跃的事务，如果存在，则为 insert 事务创建一个排他记录锁，并将自己加入到锁等待队列；

MySQL使用间隙锁的目的

间隙锁的主要目的是为了防止幻读，其主要通过两个方面实现这个目的：

1. 防止间隙内有新数据被插入
2. 防止已存在的数据，更新成间隙内的数据

另外一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。对于基于语句的日志格式的恢复和复制而言，由于MySQL的BINLONG是按照事务提交的先后顺序记录的，因此要正确恢复或者复制数据，就必须满足：在一个事务未提交前，其他并发事务不能插入满足其锁定条件的任何记录，根本原因还是不允许出现幻读。

锁规则

1. 规则1：加锁的基本单位是临键锁（Next-key Lock）
2. 规则2：查找过程中访问的对象才会加锁
3. 优化1：索引上的等值查询，给唯一键加索引的时候，如果查询值存在，临键锁（Next-key Lock）会退化成记录锁（Record Lock）；如果查询值不存在，会按照优化2进行优化
4. 优化2：索引上的等值查询，向右遍历时且最近一个值不满足等值条件时，临键锁（Next-key Lock）会退化成间隙锁（Gap Lock）
5. bug1：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。

在mysql8.0.18及以上已经没有这个bug

锁结构

对不同记录加锁时，如果符合下边这些条件：

• 在同一个事务中进行加锁操作
• 被加锁的记录在同一个页面中
• 加锁的类型是一样的
• 等待状态是一样的

那么这些记录的锁就可以被放到一个锁结构中。

锁的兼容性

从图中可以看出，横向为事务A拥有的锁，竖向为事务B想要获取的锁；举例： 如果前一个事务A 持有 gap 锁 或者 next-key 锁的时候，后一个事务B如果想要持有 Insert Intention 锁的时候会不兼容，出现锁等待。

加锁

1. SELECT ... FROM ... ：InnoDB采用MVCC机制实现非阻塞读，对于普通的 SELECT 语句，InnoDB不加锁。
2. SELECT ... FROM ... LOCK In SHARE MODE ：显式追加共享锁，InnoDB会使用临键锁（Next-key Lock）进行处理，如果发现了唯一索引，可以降级为记录锁（RecordLock）。
3. SELECT ... FROM ... FOR UPDATE ：显式追加排它锁，InnoDB会使用Next-Key Lock锁进行处理，如果发现唯一索引，可以降级为RecordLock锁。
4. UPDATE ... WHERE ：InnoDB会使用临键锁（Next-key Lock）进行处理，如果扫描发现唯一索引，可以降级为记录锁（RecordLock）。
5. DELETE ... WHERE：InnoDB会使用临键锁（Next-key Lock）进行处理，如果扫描发现唯一索引，可以降级为记录锁（RecordLock）。
6. insert：InnoDB会在将要插入的那一行设置一个排他的记录锁（RecordLock）。

以 update t1 set name=‘XX’ where id=10 操作为例：

主键加锁

加锁行为：仅在id=10的主键索引记录上加X锁。

唯一键加锁

加锁行为：先在唯一索引id上加X锁，然后在id=10的主键索引记录上加X锁。

非唯一键加锁

加锁行为：对满足id=10条件的记录和主键分别加X锁，然后在(6,c)-(10,b)、(10,b)-(10,d)、(10,d)(11,f)范围分别加Gap Lock。

无索引加锁

加锁行为：表里所有行和间隙都会加X锁。（当没有索引时，会导致全表锁定，因为InnoDB引擎 锁机制是基于索引实现的记录锁定）。

锁模拟

查看事务、锁的语句：

输出结果解析：

数据准备：

锁举例

锁等待超时：ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

死锁：1213 Deadlock found when trying to get lock

等值查询间隙锁

分析：

1. 由于表T没有 id=7 这条记录，加锁单位是 Next-key Lock ，事务1加锁范围是 (5, 10] ，因为 id=7 是一个等值查询，根据优化规则， id=10 不满足条件， Next-key Lock 退化成 Gap Lock ，因此最终加锁范围是 (5, 10) 。
2. Session2 想要向这个间隙中插入 id=8 的记录必须等待 Session1 事务提交后才可以。
3. Session3 想要插入 id=11 ，不在加锁范围，所以可以插入成功。

这是如果有 Session4 想要更新 id=8 的记录，是可以执行成功的，因为间隙锁之间互不冲突；

非唯一键等值锁

分析：

1. Session1 给索引 c 上的 c=5 这一列加上读锁，根据规则1，加锁单位为 Next-key Lock ，因此会给 (0, 5] 区间加上 Next-key Lock
2. 因为c是普通索引，所以访问 c=5 之后还要向右遍历，直到 c=10 停止，根据规则2访问到的都要加锁，所以加锁范围为 (5, 10] ，根据优化2，等值查询退化为 Gap Lock ，变为 (5, 10)，所以最终的加锁范围是 (0, 10)；
3. Session2 想要插入 id=7 的记录，要等待 Session1 提交之后才可以成功插入，因为 Session1 的间隙范围是(5, 10)；
4. 根据原则2，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。所以 Session3 的语句可以正常执行；

LOCK IN SHARE MODE; 只锁覆盖索引，FOR UPDATE; 会顺便锁上主键索引；

主键索引范围锁

select * from t where id=10 for update;

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

对于以上两条SQL，加锁的范围不一致，第一条是id=10 的行锁，第二条是 (10, 15] 的 Next-key Lock。

分析：

1. Session1 根据规则1，加锁单位为 Next-key Lock ，因为 id>=10 是范围查询，直到找到 id=15 停止，最终 Session1 的加锁范围是 (10, 15]
2. Session3 当去 update 一个存在的值是，给该行添加 Record Lock ，由于 Record Lock 和 Next-key Lock 不兼容，所以阻塞

如果 Session3 更新一个 (10, 15) 的值，则会阻塞；

非唯一索引范围锁

分析：

Session1 给索引c加上了 (5,10], (10,15] 两个 Next-key Lock ；由于是范围查询，不触发优化，不会退化成间隙锁

非唯一索引等值锁for Update

数据准备：

在表t中，a列有普通索引，所以可能锁定的范围有：

(-∞, 1], (1, 3], (3, 5], (5, 8], (8, 11], (11, +∞)

Session1 执行完成之后预期加锁范围为 (5, 8] 和 (8, 11]，由于锁优化策略，退化成间隙锁，范围变成 (5, 8] 和 (8, 11) ，也就是 (5, 11) ，插入12和4不会阻塞很好理解。但是 5不在锁的范围内，还是被锁上了。

是因为如果索引值相同的话，会根据id进行排序加锁，所以最终的加锁范围是索引a的 (5, 4) 到 (11, 6) 的范围。

死锁模拟

死锁模拟-场景1

AB BA操作问题

数据准备：

死锁模拟-场景2

S-lock 升级 X-lock

数据准备：

沿用简单场景1数据

分析：

1. Session1 获取到 S-Lock
2. Session2 尝试获取到 X-Lock ，但是被 Session1 的S-Lock 阻塞
3. Session1 想要获取到 X-Lock，本身拥有一个 S-Lock ，但是Session2 申请 X-Lock 在前，需要等待 Session2 释放之后才能提升到 X-Lock，两个事务造成资源争抢导致死锁

死锁模拟-场景3

数据准备：

分析：

事务一在插入时由于跟事务二插入的记录唯一键冲突，所以对 a=10 这个唯一索引加 S 锁（Next-key）并处于锁等待，事务二再插入 a=9 这条记录，需要获取插入意向锁（lock_mode X locks gap before rec insert intention）和事务一持有的 Next-key 锁冲突，从而导致死锁。

死锁模拟-场景4

死锁日志：

1. UPDATE 的 WHERE 子句没有满足条件的记录，而对于不存在的记录并且在RR级别下，UPDATE 加锁类型为间隙锁（Gap Lock），间隙锁（Gap Lock）之间是兼容的，所以两个事务都能成功执行 UPDATE；这里的gap范围是索引id列 (5, 10) 的范围。
2. INSERT 时，其加锁过程为先在插入间隙上获取插入意向锁，插入数据后再获取插入行上的排它锁。又插入意向锁与间隙锁（Gap Lock）和临键锁（Next-key Lock）冲突，即一个事务想要获取插入意向锁，如果有其他事务已经加了（Gap Lock）或临键锁（Next-key Lock），则会阻塞。
3. 场景中两个事务都持有间隙锁（Gap Lock），然后又申请插入意向锁，此时都被阻塞，循环等待造成死锁。

• 记录锁（LOCK_REC_NOT_GAP）: lock_mode X locks rec but not gap
• 间隙锁（LOCK_GAP）: lock_mode X locks gap before rec
• Next-key 锁（LOCK_ORNIDARY）: lock_mode X
• 插入意向锁（LOCK_INSERT_INTENTION）: lock_mode X locks gap before rec insert intention

并不是在日志里看到 lock_mode X 就认为这是 Next-key 锁，因为还有一个例外：如果在 supremum record 上加锁，locks gap before rec 会省略掉，间隙锁会显示成 lock_mode X，插入意向锁就会显示成 lock_mode X insert intention。

INSERT 语句，会尝试获取lock mode S waiting 锁，这是为了检测唯一键是否重复，必须进行一次当前读，要加 S 锁。

INSERT 加锁分几个阶段：先检查唯一键约束，加 S 锁，再加插入意向锁，最后插入成功时升级为 X 锁。