前言

自7月份換工作以來，期間一直在學習MySQL的相關知識，聽了一些視頻課，但是一直好奇那些講師的知識是從哪里學習的。于是想著從書籍中找答案。畢竟一直

看視頻也不是辦法，不能形成自己的知識。于是想著看書汲取知識，看了幾本MySQL的相關書籍，包括《深入淺出Mysql》《高性能Mysql》《Mysql技術內幕》,發(fā)現(xiàn)那些講

師講的內容確實都在書上有出現(xiàn)過，于是確信看書才是正確的汲取知識方式。本片主要記錄了Mysql的鎖機制的學習。

1.什么是鎖

鎖是計算機協(xié)調多個進程或線程并發(fā)訪問某一資源的機制。在數(shù)據(jù)庫中，除傳統(tǒng)的計算資源（如CPU、RAM、I/O等）的爭用以外，數(shù)據(jù)也是一種供許多用戶共享的資源。

如何保證數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的一致性、有效性是所有數(shù)據(jù)庫必須解決的一個問題，鎖沖突也是影響數(shù)據(jù)庫并發(fā)訪問性能的一個重要因素。

相對其他數(shù)據(jù)庫而言，MySQL 的鎖機制比較簡單，其最顯著的特點是不同的存儲引擎支持不同的鎖機制。比如，MyISAM和MEMORY存儲引擎采用的是表級鎖（table-level

locking）；BDB存儲引擎采用的是頁面鎖（page-levellocking），但也支持表級鎖；InnoDB存儲引擎既支持行級鎖（row-levellocking），也支持表級鎖，但默認情況下是采用行級鎖。

MySQL這3種鎖的特性可大致歸納如下。

• 表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度大，發(fā)生鎖沖突的概率最高,并發(fā)度最低。
• 行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度最小，發(fā)生鎖沖突的概率最低,并發(fā)度也最高。
• 頁面鎖：開銷和加鎖時間界于表鎖和行鎖之間；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度界于表鎖和行鎖之間，并發(fā)度一般。

3種鎖的使用角度：

• 表級鎖更適合于以查詢?yōu)橹?，只有少量按索引條件更新數(shù)據(jù)的應用，如Web應用；
• 行級鎖則更適合于有大量按索引條件并發(fā)更新少量不同數(shù)據(jù)，同時又有并發(fā)查詢的應用，如一些在線事務處理（OLTP）系統(tǒng)。
• BDB的頁面鎖已經被InnoDB取代，不做討論。

2.InnoDB存儲引擎中的鎖

2.1鎖的類型

InnoDB存儲引擎實現(xiàn)了如下兩種標準的行級鎖：

• 共享鎖（S Lock），允許事務讀一行數(shù)據(jù)。
• 排他鎖（X Lock），允許事務刪除或更新一行數(shù)據(jù)。

如果一個事務T1已經獲得了行r的共享鎖，那么另外的事務T2可以立即獲得行r的共享鎖，因為讀取沒有改變行r的數(shù)據(jù)，稱這種情況

為鎖兼容(Lock Compatible)。但若有其他的事務T3想獲得行r的排他鎖，則其必須等待事務T1、T2釋放行r的共享鎖——這種情況稱為鎖不兼容。

此外，InnoDB存儲引擎支持多粒度鎖定，這種鎖定允許事務在行級上鎖和表鎖上的鎖同時存在。為了支持在不同粒度上進行加鎖操作，InnoDB存

儲引擎支持一種額外的鎖方式，稱之為意向鎖。意向鎖是將鎖定的對象分為多個層次，意向鎖意味著事務希望在更細粒度上進行加鎖。 ​ InnoDB存

儲引擎支持意向鎖設計比較簡練，其意向鎖即為表級別的鎖。設計目的主要是為了在一個事務中揭示下一行將被請求的鎖類型。其支持兩種意向鎖：

• 意向共享鎖（IS Lock），事務想要獲得一張表中某幾行的共享鎖
• 意向排他鎖（IX Lock），事務想要獲得一張表中某幾行的排他鎖

2.2 一致性非鎖定讀

一致性的非鎖定讀（consistant nonlocking read）是指InnoDB存儲引擎通過多版本控制（multi versioning）的方法來讀取當前執(zhí)行時間數(shù)據(jù)庫中行的

數(shù)據(jù)。如果讀取的行正在執(zhí)行Delete或Update操作，這時讀取操作不會因此去等待行上鎖的釋放。相反地，InnoDB存儲引擎會去讀取行的一個快照

版本。如下如所示。

上圖直觀地展現(xiàn)了InnoDB存儲引擎一致性的非鎖定讀。之所以稱為非鎖定讀，因為不需要等待訪問的行上X鎖的釋放?？煺諗?shù)據(jù)是指該行的之前版本

的數(shù)據(jù)，該實現(xiàn)是通過undo段來完成。而undo用來在事務中回滾數(shù)據(jù)，因此快照數(shù)據(jù)本身是沒有額外的開銷。此外，讀取快照數(shù)據(jù)是不需要上鎖的，

因為沒有事務需要對歷史的數(shù)據(jù)進行修改操作。

通過上圖可以知道，快照數(shù)據(jù)其實就是當前行數(shù)據(jù)之前的歷史版本，每行記錄可能有多個版本，一般稱這種技術為行多版本技術。由此帶來的并發(fā)控制，

稱之為多版本并發(fā)控制（Multi Version Concurrency Control, MVCC）。

在事務隔離級別READ COMMITTED和REPEATABLE READ下，InnoDB存儲引擎使用非鎖定的一致性讀。然而，對于快照數(shù)據(jù)的定義卻不相同。在READ

COMMITTED事務隔離級別下，對于快照數(shù)據(jù)，非一致性讀總是讀取被鎖定行的最新一份快照數(shù)據(jù)。而在REPEATABLE READ事務隔離級別下，對于快照

數(shù)據(jù)，非一致性讀總是讀取事務開始時的行數(shù)據(jù)版本。如下表所示示例：

假設原本id = 1的記錄是存在的，大家可以按上表時間順序執(zhí)行對應的會話，比較及驗證2者的不同。

2.3 一致性鎖定讀

在默認配置下，在事務的隔離級別為REPEATABLE READ模式下，InnoDB存儲引擎的select操作使用一致性非鎖定讀。但是在某些情況下，用戶需要顯示地

對數(shù)據(jù)庫讀取操作進行加鎖以保證數(shù)據(jù)邏輯的一致性。而這要求數(shù)據(jù)庫支持加鎖語句，即使時對于select的只讀操作。InnoDB存儲引擎對于select語句支持兩

種一致性的鎖定讀（locking read）操作：

• select ··· for update
• select ··· lock in share mode

select ··· for update對讀取的行記錄加一個X鎖，其他事務不能對已鎖定的行加上任何鎖。select ··· lock in share mode對讀取的行記錄加一個S鎖，其他事務可

以向被鎖定的行加S鎖，但是如果加X鎖，則會被阻塞。

對于一致性非鎖定讀，即使讀取的行已被執(zhí)行了select ··· for update，也是可以進行讀取的。此外，select ··· for update或者select ··· lock in share mode必須在

一個事務中，當事務提交了，鎖也就釋放了。因此在使用上述兩種select鎖定語句時，務必加上begin,start transaction或者set autocommit=0。

3 鎖的算法

3.1行鎖的3中算法

InnoDB存儲引擎有3種行鎖的算法，其分別是：

• Record Lock：單個行記錄上的鎖
• Gap Lock：間隙鎖，鎖定一個范圍，但不包含記錄本身
• Next-Key Lock：Gap Lock + Record Lock，鎖定一個范圍，并且鎖定記錄本身

　　Record Lock總是會去鎖住主鍵索引記錄，如果InnoDB存儲引擎表在建立的時候沒有設置任何一個主鍵或唯一非空索引，那么這時InnoDB存儲引擎會使用隱式的

主鍵來進行鎖定。

Next-Key Lock是結合了Gap Lock+Record Lock的一種鎖定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB對于行的查詢都是采用這種鎖定算法。假如一個索引有10，11

，13和20這4個值，那么該索引可能被Next-Key Locking的區(qū)間為：

（-無窮，10] ，（10，11]， （11，13]， （13，20]， （20，+無窮)

　　采用Next-Key Lock的鎖定技術稱為Next-Key Locking。其設計的目的是為了解決幻讀問題。而利用這種鎖定技術，鎖定的不是單個值，而是一個范圍。 ​ 然而，

當查詢的索引含有唯一屬性時，InnoDB存儲引擎會對Next-Key Lock進行優(yōu)化將其降級為Record Lock，即僅鎖住索引本身，而不是范圍。下面演示一個例子。

mysql> create table t (a int primary key);
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
​
mysql> insert into t select 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Records: 1 Duplicates: 0 Warnings: 0
​
mysql> insert into t select 2;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Records: 1 Duplicates: 0 Warnings: 0
​
mysql> insert into t select 5;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Records: 1 Duplicates: 0 Warnings: 0

接著按下表時間順序執(zhí)行操作。

表t共有1，2，5三個值。在上面的例子中，在會話A中首先對a=5進行X鎖定。而由于a是主鍵且唯一，因此鎖定的僅是5這個值，而不是(2,5)這個范圍，這樣在會話

B中插入值4而不會阻塞，可以立即插入并返回。即鎖定由Next-Key Lock算法降級為了Record Lock，從而提高應用的并發(fā)性。

如上，Next-Key Lock降級為Record Lock僅在查詢的列是唯一索引的情況下。若是輔助索引，則情況會完全不同。同樣，首先創(chuàng)建測試表z進行測試：

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

表z的列b是輔助索引，若在會話A中執(zhí)行下面的SQL語句：

mysql> select * from z where b = 3 for update;

很明顯，這時SQL語句通過索引列b進行查詢，因此其使用傳統(tǒng)的Next-Key Locking技術加鎖，并且由于有兩個索引，其需要分別進行鎖定。對于聚集索引，其僅對列

a等于5的索引加上Record Lock。而對于輔助索引，其加上的是Next-Key Lock,鎖定的范圍是（1，3），特別需要注意的是，InnoDB存儲引擎還會對輔助索引下一個

鍵值加上gap lock，即還有一個輔助索引范圍為（3，6）的鎖。因此，若在新會話B中運行下面的SQL語句，都會被阻塞：

mysql> select * from z where a = 5 lock in share mode;
mysql> insert into z select 4,2;
mysql> insert into z select 6,5;

第一個SQL語句不能執(zhí)行，因為在會話A中執(zhí)行的SQL語句已經對聚集索引中列a=5的值加上X鎖,因此執(zhí)行會被阻塞。第二個SQL語句，主鍵插入4，沒有問題，但是插入

的輔助索引值2在鎖定的范圍（1,3）中，因此執(zhí)行同樣會被阻塞。第三個SQL語句，插入的主鍵6沒有被鎖定，5也不在范圍（1,3）之間。但插入的值5在另一個鎖定的

范圍（3,6）中，故同樣需要等待。而下面的SQL語句，不會被阻塞，可以立即執(zhí)行：

mysql> insert into z select 8,6;
mysql> insert into z select 2,0;
mysql> insert into z select 6,7;

從上面的例子可以看到，Gap Lock的作用是為了阻止多個事務將記錄插入到同一個范圍內，而這會導致幻讀問題的產生。假如在上面的例子中，會話A中用戶已經鎖定了

b=3的記錄。若此時沒有Gap Lock鎖定（3,6），那么用戶可以插入索引b列為3的記錄，這會導致會話A中的用戶再次執(zhí)行同樣查詢時會返回不同的記錄，即幻讀。

這里主要探究的是InnoDB存儲引擎鎖表的機制，至少自己明白了Mysql的行鎖機制，不知道讀者是否有疑問，歡迎留言。下次會記錄關于Mysql事務特性及其內部的實現(xiàn)機制，

包括mysql的內部架構，InnoDB buffer Pool,redo log, undo log等具體的詳解，目前只是對知識過了一遍，但還未總結。

總結

到此這篇關于Mysql技術內幕之InnoDB鎖的文章就介紹到這了,更多相關Mysql InnoDB鎖內容請搜索腳本之家以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關文章希望大家以后多多支持腳本之家！

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