這次終于懂了，InnoDB的七種鎖
MySQL是目前世界上最流行的數據庫，InnoDB是MySQL最流行的存儲引擎，它在大數據量高并發(fā)量的業(yè)務場景下，有著非常良好的性能表現(xiàn)，之所以如此，是和InnoDB的鎖機制相關。
總的來說，InnoDB共有七種類型的鎖：
(1)自增鎖(Auto-inc Locks);
(2)共享/排它鎖(Shared and Exclusive Locks);
(3)意向鎖(Intention Locks);(4)插入意向鎖(Insert Intention Locks);
(5)記錄鎖(Record Locks);
(6)間隙鎖(Gap Locks);
(7)臨鍵鎖(Next-key Locks);
今天和大家來逐一介紹。
文章較長，案例較多，請大家提前收藏，點贊，轉發(fā)，再看。
第一種，自增鎖(Auto-inc Locks)
【案例說明】
MySQL，InnoDB，默認的隔離級別(RR)，假設有數據表：
- t(id AUTO_INCREMENT, name);
數據表中有數據：
- shenjian
- zhangsan
- lisi
事務A先執(zhí)行，還未提交：
- insert into t(name) values(xxx);
事務B后執(zhí)行：
- insert into t(name) values(ooo);
問：事務B會不會被阻塞?
【案例分析】
InnoDB在RR隔離級別下，嘗試解決幻讀問題，上面這個案例中：
(1)事務A先執(zhí)行insert，會得到一條(4, xxx)的記錄，由于是自增列，故不用顯示指定id為4，InnoDB會自動增長，注意此時事務并未提交;
(2)事務B后執(zhí)行insert，假設不會被阻塞，那會得到一條(5, ooo)的記錄;
此時，并未有什么不妥，但如果，
(3)事務A繼續(xù)insert：
- insert into t(name) values(xxoo);
會得到一條(6, xxoo)的記錄。
(4)事務A再select：
- select * from t where id>3;
得到的結果是：
- 4, xxx
- 6, xxoo
畫外音：不可能查詢到5的記錄，在RR的隔離級別下，不可能讀取到還未提交事務生成的數據。
這對于事務A來說，就很奇怪了，AUTO_INCREMENT的列，連續(xù)插入了兩條記錄，一條是4，接下來一條變成了6，就像莫名其妙的幻影。
【自增鎖】
自增鎖是一種特殊的表級別鎖(table-level lock)，專門針對事務插入AUTO_INCREMENT類型的列。
最簡單的情況，如果一個事務正在往表中插入記錄，所有其他事務的插入必須等待，以便第一個事務插入的行，是連續(xù)的主鍵值。
畫外音：官網是這么說的
| An AUTO-INC lock is a special table-level lock taken by transactions inserting into tables with AUTO_INCREMENT columns. In the simplest case, if one transaction is inserting values into the table, any other transactions must wait to do their own inserts into that table, so that rows inserted by the first transaction receive consecutive primary key values. |
與此同時，InnoDB提供了innodb_autoinc_lock_mode配置，可以調節(jié)與改變該鎖的模式與行為。
【假如不是自增列】
上面的案例，假設不是自增列，又會是什么樣的情形呢?
- t(id unique PK, name);
數據表中有數據：
- 10, shenjian
- 20, zhangsan
- 30, lisi
事務A先執(zhí)行，在10與20兩條記錄中插入了一行，還未提交：
- insert into t values(11, xxx);
事務B后執(zhí)行，也在10與20兩條記錄中插入了一行：
- insert into t values(12, ooo);
這里，便不再使用自增鎖，那：
- 會使用什么鎖?
- 事務B會不會被阻塞呢?
先賣個關子，下文再解答。
第二種，共享/排它鎖(Shared and Exclusive Locks)
《InnoDB并發(fā)如此高，原因竟然在這?》一文介紹了通用的共享/排它鎖，在InnoDB里當然也實現(xiàn)了標準的行級鎖(row-level locking)，共享/排它鎖：
- 事務拿到某一行記錄的共享S鎖，才可以讀取這一行;
- 事務拿到某一行記錄的排它X鎖，才可以修改或者刪除這一行;
其兼容互斥表如下：
即：
- 多個事務可以拿到一把S鎖，讀讀可以并行;
- 而只有一個事務可以拿到X鎖，寫寫/讀寫必須互斥;
共享/排它鎖的潛在問題是，不能充分的并行，解決思路是數據多版本，具體思路在《InnoDB并發(fā)如此高，原因竟然在這?》介紹過，這里不再深入展開。
第三種，意向鎖(Intention Locks)
InnoDB支持多粒度鎖(multiple granularity locking)，它允許行級鎖與表級鎖共存，實際應用中，InnoDB使用的是意向鎖。
意向鎖是指，未來的某個時刻，事務可能要加共享/排它鎖了，先提前聲明一個意向。
意向鎖有這樣一些特點：
(1)首先，意向鎖，是一個表級別的鎖(table-level locking);
(2)意向鎖分為：
- 意向共享鎖(intention shared lock, IS)，它預示著，事務有意向對表中的某些行加共享S鎖
- 意向排它鎖(intention exclusive lock, IX)，它預示著，事務有意向對表中的某些行加排它X鎖
舉個例子：
- select ... lock in share mode，要設置IS鎖;
- select ... for update，要設置IX鎖;
(3)意向鎖協(xié)議(intention locking protocol)并不復雜：
- 事務要獲得某些行的S鎖，必須先獲得表的IS鎖
- 事務要獲得某些行的X鎖，必須先獲得表的IX鎖
(4)由于意向鎖僅僅表明意向，它其實是比較弱的鎖，意向鎖之間并不相互互斥，而是可以并行，其兼容互斥表如下：
(5)額，既然意向鎖之間都相互兼容，那其意義在哪里呢?它會與共享鎖/排它鎖互斥，其兼容互斥表如下：
畫外音：排它鎖是很強的鎖，不與其他類型的鎖兼容。這也很好理解，修改和刪除某一行的時候，必須獲得強鎖，禁止這一行上的其他并發(fā)，以保障數據的一致性。
第四種，插入意向鎖(Insert Intention Locks)
對已有數據行的修改與刪除，必須加強互斥鎖X鎖，那對于數據的插入，是否還需要加這么強的鎖，來實施互斥呢?插入意向鎖，孕育而生。
插入意向鎖，是間隙鎖(Gap Locks)的一種(所以，也是實施在索引上的)，它是專門針對insert操作的。
畫外音：有點尷尬，間隙鎖下文才會介紹，暫且理解為，它是一種實施在索引上，鎖定索引某個區(qū)間范圍的鎖。
它的玩法是：多個事務，在同一個索引，同一個范圍區(qū)間插入記錄時，如果插入的位置不沖突，不會阻塞彼此。
畫外音：官網的說法是
| Insert Intention Lock signals the intent to insert in such a way that multiple transactions inserting into the same index gap need not wait for each other if they are not inserting at the same position within the gap. |
這樣，之前挖坑的例子，就能夠解答了。 在MySQL，InnoDB，RR下：
- t(id unique PK, name);
數據表中有數據：
- 10, shenjian
- 20, zhangsan
- 30, lisi
事務A先執(zhí)行，在10與20兩條記錄中插入了一行，還未提交：
- insert into t values(11, xxx);
事務B后執(zhí)行，也在10與20兩條記錄中插入了一行：
- insert into t values(12, ooo);
- 會使用什么鎖?
- 事務B會不會被阻塞呢?
回答：雖然事務隔離級別是RR，雖然是同一個索引，雖然是同一個區(qū)間，但插入的記錄并不沖突，故這里：
- 使用的是插入意向鎖;
- 并不會阻塞事務B;
【思路小結】
- InnoDB使用共享鎖，可以提高讀讀并發(fā);
- 為了保證數據強一致，InnoDB使用強互斥鎖，保證同一行記錄修改與刪除的串行性;
- InnoDB使用插入意向鎖，可以提高插入并發(fā);
【另一個案例】
假設不是插入并發(fā)，而是讀寫并發(fā)，又會是什么樣的結果呢?
MySQL，InnoDB，默認的隔離級別(RR)。
- t(id unique PK, name);
數據表中有數據：
- 10, shenjian
- 20, zhangsan
- 30, lisi
事務A先執(zhí)行，查詢了一些記錄，還未提交：
- select * from t where id>10;
事務B后執(zhí)行，在10與20兩條記錄中插入了一行：
- insert into t values(11, xxx);
這里：
- 會使用什么鎖?
- 事務B會不會被阻塞呢?
繼續(xù)賣關子，下文解答。
【繼續(xù)插入，知識鋪墊】
InnoDB的細粒度鎖，是實現(xiàn)在索引記錄上的，如果查詢沒有命中索引，也將退化為表鎖。
【InnoDB的索引】
InnoDB的索引有兩類索引，聚集索引(Clustered Index)與普通索引(Secondary Index)。
InnoDB的每一個表都會有聚集索引：
- 如果表定義了PK，則PK就是聚集索引;
- 如果表沒有定義PK，則第一個非空unique列是聚集索引;
- 否則，InnoDB會創(chuàng)建一個隱藏的row-id作為聚集索引;
為了方便說明，后文都將以PK說明。
索引的結構是B+樹，這里不展開B+樹的細節(jié)，說幾個結論：
(1)在索引結構中，非葉子節(jié)點存儲key，葉子節(jié)點存儲value;
(2)聚集索引，葉子節(jié)點存儲行記錄(row);
畫外音：所以，InnoDB索引和記錄是存儲在一起的，而MyISAM的索引和記錄是分開存儲的。
(3)普通索引，葉子節(jié)點存儲了PK的值;
畫外音：所以，InnoDB的普通索引，如果未滿足索引覆蓋，實際上會掃描兩遍：
- 第一遍，由普通索引找到PK;
- 第二遍，由PK找到行記錄;
索引結構，InnoDB/MyISAM的索引結構，如果大家感興趣，未來撰文詳述。
舉個例子，假設有InnoDB表：
- t(id PK, name KEY, sex, flag);
表中有四條記錄：
- 1, shenjian, m, A
- 3, zhangsan, m, A
- 5, lisi, m, A
- 9, wangwu, f, B
可以看到：
- 第一幅圖，id PK的聚集索引，葉子存儲了所有的行記錄;
- 第二幅圖，name上的普通索引，葉子存儲了PK的值;
對于：
- select * from t where name=’shenjian’;
- 會先在name普通索引上查詢到PK=1;
- 再在聚集索引上查詢到(1,shenjian, m, A)的行記錄;
有了上面的鋪墊，下文繼續(xù)介紹InnoDB剩下三種鎖：
- 記錄鎖(Record Locks);
- 間隙鎖(Gap Locks);
- 臨鍵鎖(Next-Key Locks);
為了方便講述，如無特殊說明，后文中，默認的事務隔離級別為可重復讀(Repeated Read, RR)。
第五種，記錄鎖(Record Locks）
記錄鎖，它封鎖索引記錄，例如：
- select * from t where id=1 for update;
它會在id=1的索引記錄上加鎖，以阻止其他事務插入，更新，刪除id=1的這一行。
需要說明的是：
- select * from t where id=1;
是快照讀(SnapShot Read)，它并不加鎖，具體在《InnoDB并發(fā)如此高，原因竟然在這?》中做了詳細闡述。
第六種，間隙鎖(Gap Locks)
間隙鎖，它封鎖索引記錄中的間隔，或者第一條索引記錄之前的范圍，又或者最后一條索引記錄之后的范圍。
依然是上面的例子，InnoDB，RR：
- t(id PK, name KEY, sex, flag);
表中有四條記錄：
- 1, shenjian, m, A
- 3, zhangsan, m, A
- 5, lisi, m, A
- 9, wangwu, f, B
這個SQL語句
- select * from t
- where id between 8 and 15
- for update;
會封鎖區(qū)間，以阻止其他事務id=10的記錄插入。
畫外音：
為什么要阻止id=10的記錄插入?
如果能夠插入成功，頭一個事務執(zhí)行相同的SQL語句，會發(fā)現(xiàn)結果集多出了一條記錄，即幻影數據。
間隙鎖的主要目的，就是為了防止其他事務在間隔中插入數據，以導致“不可重復讀”。
如果把事務的隔離級別降級為讀提交(Read Committed, RC)，間隙鎖則會自動失效。
第七種，臨鍵鎖(Next-Key Locks)
臨鍵鎖，是記錄鎖與間隙鎖的組合，它的封鎖范圍，既包含索引記錄，又包含索引區(qū)間。
更具體的，臨鍵鎖會封鎖索引記錄本身，以及索引記錄之前的區(qū)間。
如果一個會話占有了索引記錄R的共享/排他鎖，其他會話不能立刻在R之前的區(qū)間插入新的索引記錄。
畫外音：原文是說
| If one session has a shared or exclusive lock on record R in an index, another session cannot insert a new index record in the gap immediately before R in the index order. |
依然是上面的例子，InnoDB，RR：
- t(id PK, name KEY, sex, flag);
表中有四條記錄：
- 1, shenjian, m, A
- 3, zhangsan, m, A
- 5, lisi, m, A
- 9, wangwu, f, B
PK上潛在的臨鍵鎖為：
- (-infinity, 1]
- (1, 3]
- (3, 5]
- (5, 9]
- (9, +infinity)
臨鍵鎖的主要目的，也是為了避免幻讀(Phantom Read)。如果把事務的隔離級別降級為RC，臨鍵鎖則也會失效。
畫外音：關于事務的隔離級別，以及幻讀，之前的文章一直沒有展開說明，如果大家感興趣，后文詳述。
【總結】
(1)自增鎖(Auto-inc Locks)：表級鎖，專門針對事務插入AUTO_INC的列，如果插入位置沖突，多個事務會阻塞，以保證數據一致性;
(2)共享/排它鎖(Shared and Exclusive Locks)：行級鎖，S鎖與X鎖，強鎖;
(3)意向鎖(Intention Locks)：表級鎖，IS鎖與IX鎖，弱鎖，僅僅表明意向;
(4)插入意向鎖(Insert Intention Locks)：針對insert的，如果插入位置不沖突，多個事務不會阻塞，以提高插入并發(fā);
(5)記錄鎖(Record Locks)：索引記錄上加鎖，對索引記錄實施互斥，以保證數據一致性;
(6)間隙鎖(Gap Locks)：封鎖索引記錄中間的間隔，在RR下有效，防止間隔中被其他事務插入;
(7)臨鍵鎖(Next-key Locks)：封鎖索引記錄，以及索引記錄中間的間隔，在RR下有效，防止幻讀;
InnoDB的鎖，與索引類型，事務的隔離級別相關，更多更復雜更有趣的案例，后續(xù)和大家介紹。
【本文為51CTO專欄作者“58沈劍”原創(chuàng)稿件，轉載請聯(lián)系原作者】
