MySQL InnoDB 锁机制

MySQL InnoDB引擎锁机制主要有「共享锁Shared Lock」、「排他锁Exclusive Lock」，另外还有「意向锁Intention Lock」，从锁的粒度上来看我们主要关注表锁（Table Lock）、行锁（Row Lock）、以及通过意向锁实现更细粒度的锁。

锁，是操作系统中用于「管理对共享资源的并发访问」的机制。存在「临界资源」的「并发读写访问」时，为保证数据一致性，锁是其中的一种重要手段。

一、不同类型的锁

1.1 共享锁 Shared Lock

S锁，又称为「读锁Read Lock」，共享访问权限，或者说相互不会阻塞。
多个客户端在同一时刻可以同时读取同一个资源，而互不干扰。

1.2 排他锁 Exclusive Lock

X锁，又称为「写锁Write Lock」，特点是排他，一个写锁会阻塞其他的写锁和读锁。
这是出于安全的考虑，只有如此才能保证再给定时间内，只有一个用户执行写入，防止其他用户读取正在写入的统一资源。

1.3 意向锁 Intention Lock

上述两种锁对InnoDB而言，都是行锁级别的锁；而更细粒度的，可以允许事务同时在行级、表级加锁。
I锁，意向锁，又分为两类：意向共享锁（IS Lock）、意向排他锁（IX Lock），下面逐一详述。

意向锁，是在表级设置的一种锁，意在表名当前事务将在行级上增加什么类型的锁（S锁或X锁）

• 意向共享锁（IS Lock）：事务想要获得一张表中某几行的共享锁。
• 意向排他锁（IX Lock）：事务想要获得一张表中某几行的排他锁。

通过命令show engine innodb status查看存储引擎的锁请求情况，类似如下内容：TABLE LOCK table xxx trx id 10080 lock mode IX

意向锁的加锁规则：

• 事务在获取行级S锁之前，必须获取其对应表的IS或IX锁
• 事务在获取行级X锁之前，必须获取其对应表的IX锁

当事务申请锁和表、行已存在的锁兼容时，该锁被授权；否则，则锁等待。意向锁的主要目的是表明：存在请求正在或即将锁定此表的某行。意向锁除了全表请求（例如LOCK TABLES ... WRITE）外，不阻止任何其他内容。

InnoDB 锁相关的表

infomation_schema库中存在三张与锁有关的数据表，分别是：

• INNODB_TRX：事务信息表，记录事务完整信息
  • 表结构：
  • INNODB_TRX.trx_requested_lock_id：事务等待的锁id，也就是后文中INNODB_LOCKS.lock_id
  • INNODB_TRX.trx_state：事务状态，Lock Wait表示锁等待状态
  • INNODB_TRX.trx_query：事务执行SQL
• INNODB_LOCKS：锁信息表，记录锁完整信息
  • 
  • INNODB_LOCKS.lock_id：锁id
  • INNODB_LOCKS.lock_mode：锁模式，S锁、X锁
  • INNODB_LOCKS.lock_type：锁类型，行锁、表锁
  • INNODB_LOCKS.lock_table：锁定的表
  • INNODB_LOCKS.lock_index/space/page：锁定的索引、spaceId、页
  • INNODB_LOCKS.lock_rec：锁定行的数量
  • INNODB_LOCKS.lock_data：锁定记录的主键值，注意此值为非可信值
• INNODB_LOCK_WAITS：锁等待信息记录表，记录锁、事务的等待关系，可以直白看出哪些事务发生了锁等待。
  • 
  • INNODB_LOCK_WAITS.requesting_trx_id：申请锁资源的事务Id
  • INNODB_LOCK_WAITS.requesting_lock_id：申请的锁Id
  • INNODB_LOCK_WAITS.blocking_trx_id：阻塞的事务Id
  • INNODB_LOCK_WAITS.blocking_lock_id：阻塞的锁Id
  • 也就是说，从lock_waits表可以看出，不同事务的锁等待情况，关联trx和locks表后就可以获取详细的事务、锁信息。

一致性非锁定读 VS 一致性锁定读

• 一致性非锁定读（consistent nonblocking read）：通过「并发多版本控制」MVCC获取当前时间数据库中的行数据。由于获取版本机制的时间点不同，也就产生了不同的隔离级别。如READ COMMITTED总是读取行数据的最新版本，而REPEATABLE READ则是取事务开始时的数据版本。这也就造就了二者的差异，前者多次读取时可取到其他事务已提交的数据，而后者在多次读取时总是保持行为一致。
• 一致性锁定读（locking read）：为保证读操作中数据的一致性，需显式进行加锁来保证并发情况下的数据一致性。
  • select ... for update：在读取行上加X锁，其他事务不能加任何锁
  • select ... in share mode：在读取行上加S锁，其他事务只能加S锁，如果加X锁将导致锁等待
  • 上述两种锁定读操作时，如果其他事务为非锁定读操作时，是可以正常读取的（因为非锁定读操作不会加任何锁）
  • 在进行锁定读操作时，必须显式通过begin、start transaction或set autocommit=0将多条SQL放在同一个事务中提交

行锁中算法

• Record Lock：对单个行记录上锁
  • 通过聚簇索引或二级索引查找时，会在索引上加Record Lock
  • 通过SHOW ENGINE INNODB STATUS可以看到类型如下内容：

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table xxxx
trx id 10078 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
1: len 6; hex 00000000274f; asc     'O;;
2: len 7; hex b60000019d0110; asc        ;;

• Gap Lock：范围锁定
  • 按照范围锁定索引记录
  • 例如，SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE;，为防止其他事务将值15插入到t.c1列中，无论该列中是否已有这样的值，该范围中所有现有值之间的间隙都会被锁定。
  • Gap Lock是在性能和并发能力上的一种权衡方案，仅在部分事务隔离级别上采用
  • SELECT * FROM child WHERE id = 100;对这类id具有唯一索引的情况，只会明确加Record锁，而不会加Gap锁
  • 而对于无索引或无唯一索引情况时，会增加Gap锁
• Next-Key Lock：Gap+Record锁
  • 在唯一索引情况下会降级为RecordLock提高并发能力
  • Next-Key Lock在锁定时会将下一个key区间也进行Gap Lock，目的是为了避免幻读的情况
  • 所谓的Next-Key是指，范围区间划分是包含下一个值
  • 如索引有10，11，13，20四个值时，可被Next-Key Lock的范围区间是(-∞, 10], (10, 11], (11, 13], (13, 20], (20, +∞]五个区间
  • 如插入新值12后，则(10, 11], (11, 13]裂变为(10, 11], (11, 12], (12, 13]

实例1：唯一索引时，Next-Key Lock降级为Record锁，仅锁定单行记录

create table t(a int primary key);
insert into t select 1;
insert into t select 2;
insert into t select 5;

此时插入按唯一键a插入时，只会锁定单条记录，如下表：

实例2：辅助索引（非唯一索引或主键索引）

create table z(a int, b int, primary key(a), key(b));
insert into z select 1,1;
insert into z select 3,1;
insert into z select 5,3;
insert into z select 7,6;
insert into z select 10,8;

执行SQLselect * from z where b=3 for update时，锁处理为：

• 存在两个索引，需分别进行锁定
• 对于a聚簇索引，对a=5进行RecordLock
• 对于b辅助索引，按Next-Key对区间(1,3]加锁
• 同时，InnoDB还会对下一个键值加GapLock，即对区间(3,6]加锁

其他会话的下列SQL将被阻塞（锁等待）：

select * from z where a=5 for update; -- a=5，是`a=5`的RecordLock锁定记录，锁等待
insert into z select 4,2; -- b=2，在锁定区间(1,3]范围内，锁等待
insert into z select 6,5;  -- b=5 在锁定区间(3,6]范围内，锁等待

二、锁注意问题

• 脏读（Dirty Read）
  • 详见之前文章：脏读、不可重复读、幻读
• 不可重复读
• 丢失更新
• 幻读（Phantom Problem）
  • Phantom Problem幻读是指，同一个事务中，连续执行两次相同SQL可能出现不同的结果，第二次SQL会返回之前不存在的行。

三、死锁

死锁是指两个或两个以上的事务在执行过程等中，因争夺资源而造成的一种相互等待的现象。

按照《Operating.System.Concepts 操作系统概念》一书中死锁的必要条件：

• 互斥（Mutual exclusion，简称Mutex）
  • 至少有一个资源处于非共享模式，即一次只能有一个进程使用
  • 如另一进程申请此资源，则须等待该资源释放
• 占有并等待（Hold and wait）
  • 一个进程必须占有至少一个资源
  • 并等待另一资源
  • 而该资源被其他进程占用
• 非抢占（No preemption）
  • 资源不能被抢占
  • 即资源只能在进程完成任务后自动释放
• 循环等待（Circular wait）
  • 一组等待进程{P0, P1…Pn-1, Pn}
  • P0等待资源P1占有，P1等待资源P2占有
  • Pn-1等待资源Pn占有，Pn等待资源P0占有
  • 循环等待，则形成环形结构

死锁预防、检测相关内容可详阅本书，或参考其他文献，本文不再详细展开。

死锁发生的四个条件缺一都无法导致死锁，所以死锁恢复的方法也就是打破其中一项条件，导致死锁解除。

五、参考文献

• Innodb锁类型
• 何登成：一个最不可思议的MySQL死锁分析
• 何登成：MySQL 加锁处理分析
• MySQL加锁分析
• MySQL InnoDB Locking
• MySQL Phantom Rows