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标题: InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制 [打印本页]

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作者: 刘俊凯    时间: 2023-6-21 22:49
标题: InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制
Mysql数据库锁（Innodb）

数据库锁是Mysql实现数据一致性的基础之一，是在事务的基础之上，基于Mysql Server层或存储引擎层实现的。
锁日志

前置条件：

1. set GLOBAL innodb_status_output=ON;  
3. set GLOBAL innodb_status_output_locks=ON;

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查看语句：

1. show engine innodb status\G;

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锁分类

表锁与行锁

按照锁的粒度，可以分为表锁和行锁
共享锁与排他锁

• 共享锁
  1. 1. select *** lock in share mode
  2. 2. Lock Table *** read

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• 排他锁
  1. 1. select  *** for update
  2. 2. Lock Table *** write

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意向锁

• 意向锁是表级的
  
• 同样具有意向共享锁（IS）、意向排他锁（IX）
  
• TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode IX、TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode IS
  
• 意向锁不会与行级锁冲突，并且意向锁之间没有互斥关系
  
• 意向锁的意义是用于协调表锁与行锁之间的互斥关系，确保事务可以正确的请求和释放锁。如果没有意向锁，当对全表加锁时，需要遍历全表，判断是否存在某些行记录被加了行锁，那么这个加表锁的操作的性能会差很多。有了意向锁，A事务对某行记录加锁时会先申请意向锁，申请成功后再加行锁，加锁成功后，B事务申请表级锁时会先判断表上面的意向锁是否兼容。
  
• 意向共享锁（IS锁）：事务在请求S锁之前，先获取IS锁
  意向排他锁（IX锁）：事务在请求X锁之前，先获取IX锁
  
• 兼容性：
  意向共享锁（IS）意向排他锁（IX）意向共享锁（IS）兼容兼容意向排他锁（IX）兼容兼容意向共享锁（IS）意向排他锁（IX）表级共享锁（S）兼容互斥表级排他锁（X）互斥互斥
  

记录锁（Record Lock）

• RECORD LOCKS *** index uniq_idx of table *** trx id *** lock_mode X locks rec but not gap、RECORD LOCKS *** index uniq_idx of table *** trx id *** lock_mode S locks rec but not gap
  
• 基于索引创建的，受索引的影响
  
• 同样具有共享、排他的区别
  

间隙锁（Gap Lock）

• 间隙锁是RR模式避免幻读的基础
  
• 顾名思义，锁住的是范围，比如(-∞，10),(10，15)等开区间
  
• RECORD LOCKS *** index idx_c of table *** trx id *** lock_mode X locks gap before rec
  

临键锁（Next-Key Locks）

• 记录锁、间隙锁的组合就是临键锁
  
• 临键锁是申请锁时，默认先申请的锁类型，如果申请失败，则进行降级，将为间隙锁或记录锁
  
• 不仅锁住记录，还会锁住间隙，比如(-∞,10],(10,15]等区间，前开后闭区间
  
• RECORD LOCKS *** index idx_c of table   ***  trx id *** lock_mode X
  

插入意向锁（Insert Intention Locks）

• RECORD LOCKS *** index PRIMARY of table *** trx id *** lock_mode X insert intention waiting
  
• 插入意向锁可以理解为特殊的Gap锁的一种，用来提高并发写的性能。当遇到主键或唯一键冲突时，会退化为读锁
  
• 插入意向锁和插入意向锁之间不会互斥（只要记录本身唯一键、主键不冲突）。
  示例：
  事务A插入数据27时，获取到的是（25,30）的间隙锁和27的行锁，事务B插入数据28时，获取到的也是（25,30）的间隙锁和28的行锁。
  因为行锁27和行锁28不是同一行，所以不会冲突，然后两个事务获取到的插入意向锁不会互相排斥，所以可以插入成功。
  

自增锁（AUTO-INC Locks）

• TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode AUTO-INC waiting
  
• 自增锁处于表级别的锁
  

元数据锁（metadata lock）

• Server层实现的锁，与引擎层无关
  
• 执行select时，如果有ddl语句，那么ddl会被阻塞（非online ddl），因为select语句有metadata lock，防止元数据被改掉。
  非online ddl的问题：
  select操作会先获取 元数据共享锁（shared MDL），而DDL 操作会先获取元数据排他锁（exclusive MDL）, 而且不仅仅是先select后ddl 导致ddl阻塞，
  而且ddl后面的select也会被阻塞，因为ddl申请元数据排他锁的优先级要比select操作的优先级要高，只有ddl操作完成后，后面的select才会顺利获取元数据共享锁，才能继续执行，因此ddl操作的花费是昂贵的，因此才出现online DDL；
  

锁解读

RR下的有二级索引的情况

1. CREATE TABLE `a` (
2.   `a` int(11) NOT NULL,
3.   `b` int(11) DEFAULT NULL,
4.   `c` int(11) DEFAULT NULL,
5.   `d` int(11) DEFAULT NULL,
6.   `aaa` bigint(20) DEFAULT '0',
7.   PRIMARY KEY (`a`),
8.   UNIQUE KEY `idx_b` (`b`),
9.   KEY `idx_c` (`c`)
10. ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

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1. select * from a WHERE c = 7 for UPDATE;

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1. MySQL thread id 10, OS thread handle 139897622177536, query id 377 172.18.0.1 wss
3. 对a表添加意向排他锁
4. TABLE LOCK table `demo`.`a` trx id 480393 lock mode IX
6. 对a表的idx_c二级索引加临键锁
7. RECORD LOCKS space id 97 page no 5 n bits 72 index idx_c of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X
8. Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
9. 二级索引idx_c的7加锁
10. 0: len 4; hex 80000007; asc     ;;
11. 主键索引上的3也会被加锁
12. 1: len 4; hex 80000003; asc     ;;
14. 对主键索引加记录锁，对3进行加锁
15. RECORD LOCKS space id 97 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X locks rec but not gap
16. Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 7; compact format; info bits 0
17. 第一个字段是主键,被加锁
18. 0: len 4; hex 80000003; asc     ;;
19. 最近一次被更新的事务id
20. 1: len 6; hex 000000009c29; asc      );;
21. 回滚指针
22. 2: len 7; hex be00000147011c; asc     G  ;;
23. 该行第2、3、4、5个字段
24. 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;
25. 4: len 4; hex 80000007; asc     ;;
26. 5: len 4; hex 80000009; asc     ;;
27. 6: len 8; hex 8000000000000000; asc         ;;
29. 对idx_c索引树上加间隙锁
30. RECORD LOCKS space id 97 page no 5 n bits 72 index idx_c of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X locks gap before rec
31. Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
32. 二级索引idx_c上对9加锁
33. 0: len 4; hex 80000009; asc     ;;
34. 主键索引上的5也会被锁住
35. 1: len 4; hex 80000005; asc     ;;

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RR下的无二级索引的情况

1. CREATE TABLE `tm` (
2.   `i` int(11) DEFAULT NULL
3. ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

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1. SELECT * FROM tm WHERE i = 1 FOR UPDATE;

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1. MySQL thread id 25, OS thread handle 139897622718208, query id 556 172.18.0.1 wss
3. 对tm表添加意向排他锁
4. TABLE LOCK table `demo`.`tm` trx id 480412 lock mode IX
6. 由于表定义没有显示的索引，而InnoDB又是索引组织表，会自动创建一个索引，这里面叫index GEN_CLUST_INDEX  
7. 由于没有索引，那么会对每条记录都加上临键锁
8. RECORD LOCKS space id 110 page no 3 n bits 80 index GEN_CLUST_INDEX of table `demo`.`tm` trx id 480412 lock_mode X
9. supremum 指的是页里面的最后一条记录（伪记录，通过select查不到，并不是真实记录）；还有Infimum表示页面中的第一个记录（伪记录）
10. 通过supremum 锁住index GEN_CLUST_INDEX的最大值到正无穷大的区间，这样就可以锁住全部记录，以及全部间隙，相当于表锁
11. Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
12. 0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;;
14. Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
15. 0: len 6; hex 000000000300; asc       ;;
16. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
17. 2: len 7; hex ea000001960110; asc        ;;
18. 3: len 4; hex 80000001; asc     ;;
20. Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
21. 0: len 6; hex 000000000301; asc       ;;
22. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
23. 2: len 7; hex ea00000196011e; asc        ;;
24. 3: len 4; hex 80000002; asc     ;;
26. Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
27. 0: len 6; hex 000000000302; asc       ;;
28. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
29. 2: len 7; hex ea00000196012c; asc       ,;;
30. 3: len 4; hex 80000003; asc     ;;
32. Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
33. 0: len 6; hex 000000000303; asc       ;;
34. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
35. 2: len 7; hex ea00000196013a; asc       :;;
36. 3: len 4; hex 80000004; asc     ;;
38. Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
39. 0: len 6; hex 000000000304; asc       ;;
40. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
41. 2: len 7; hex ea000001960148; asc       H;;
42. 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;
44. Record lock, heap no 7 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
45. 0: len 6; hex 000000000305; asc       ;;
46. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
47. 2: len 7; hex ea000001960156; asc       V;;
48. 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;
50. Record lock, heap no 8 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
51. 0: len 6; hex 000000000306; asc       ;;
52. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
53. 2: len 7; hex ea000001960164; asc       d;;
54. 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;
56. Record lock, heap no 9 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
57. 0: len 6; hex 000000000307; asc       ;;
58. 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
59. 2: len 7; hex ea000001960172; asc       r;;
60. 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;

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锁算法

自增锁

​        自增列的维护与数据的新增有关，任何产生新数据的语句都可以称为”Insert like“，大致分3种，分别是simple insert、bulk inserts、mixed-mode inserts
simple insert：插入记录的行数时确定的，比如：insert into values、replace
bulk inserts：插入的记录行数不能马上确定的，比如：insert ...  select ...  ，replace ... select  和load data
mixed-mode inserts：部分自增列的值给定或者不给定，比如INSERT INTO t1 (c1,c2) VALUES (1,'a'), (NULL,'b'), (5,'c'), (NULL,'d');和INSERT ... ON DUPLICATE KEY UPDATE
死锁

自增锁死锁常常出现在数据迁移过程中。常见的数据迁移大多以双写来实现，类似一个进程负责从旧表往新表写（insert ...  select ...），而应用程序则继续往新表写，此时新表可能会发生死锁。
锁模式

• innodb_autoinc_lock_mode = 0 (“traditional” lock mode)
  任何一种insert-like语句，都会产生一个表级的自增锁，性能差，但是足够安全
  
• innodb_autoinc_lock_mode = 1 (“consecutive” lock mode)
  

​                这是默认的锁模式，当发生bulk inserts时，会产生一个表级的自增锁直到语句执行结束，注意不是事务结束。对于simple insert，则使用轻量锁，只要获取相应的auto increment就释放锁，不会等待语句结束。当表被加上自增锁后，这种轻量锁不会加锁成功，会等待。
​                优点是性能较好，缺点还是会产生表级的自增锁，因为要保证自增id的连续性，防止bulk inserts时，被其他insert 语句抢走 auto increment值。

• innodb_autoinc_lock_mode = 2 (“interleaved” lock mode)
  

​                当进行bulk insert 时，不会产生表级别的自增锁，因为他是允许其他insert 插入的，新增一条记录，插入分配一个auto increment值，不会预分配。
​                优点是性能较好，缺点是一次bulk inserts 产生的自增列并不是连续的，同时SBR模式下的主从复制可能会产生数据不一致错误，该错误可以通过将主从复制改为RBR模式。
​                PS：SBR模式的主从复制：binlog格式以statement的日志格式；RBR模式的主从复制：binlog格式以基于行（Row）的日志格式（推荐）。
优化

如果binlog-format是row模式的，而且不关心一条bulk insert的自增列的值连续且提交顺序与自增列值大小的顺序一致，那么可以设置innodb_autoinc_lock_mode = 2 来提高性能
一条bulk insert 自增列是否连续有时候会影响分页查询，有时候为了解决深分页查询问题，会采用每次分页查询的最大值来进行分页，比如

1. select * from xx where id>1 limit N
2. select * from xx where id>1+N limit N
3. select * from xx where id>1+N+N limit N

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当id=101的记录先提交，该记录的值刚好是当前页的最大值，此时id=100数据被提交，那么下次分页查询会从101开始查询，就会造成这次翻页的数据存在缺失的情况。如果分页查询中包含oder by id的查询或者有and create_time < (now() - INTERVAL 5 second)，那么可以通过往前翻页来找到，但是归根结底当前分页的数据需要等待100数据被提交后刷新分页来解决。
通用锁

<ul>锁是在索引上实现的

假设有一个key，有5条记录， 1，3，5，7，9.  如果where idnext-rec: 表示M的下一条记录
M->pre-rec: 表示M的前一条记录
</ol>第一轮总结

• 等值查询M，非唯一索引的加锁逻辑
  

​        (M->pre-rec,M],(M,M->next-rec]

• 等值查询M，唯一键的加锁逻辑
  

​        [M], next-lock 降级为 record locks

• >= ，非唯一索引的加锁逻辑
  

​        (M->pre_rec,M],(M,M->next-rec]....(∞]

• >= ，唯一索引的加锁逻辑
  (M->pre_rec,M],(M,M->next-rec]....(∞]
  
• next-rec]
  
• next-rec]
  
• >, 非唯一索引的加锁逻辑
  (M,M->next-rec] ... (∞]
  
• >, 唯一索引的加锁逻辑
  (M,M->next-rec] ... (∞]
  
• < , 非唯一索引的加锁逻辑
  (-∞] ... (M->pre_rec,M]
  
• < , 唯一索引的加锁逻辑
  (-∞] ... (M->pre_rec,M]
  

第二轮总结合并

• 等值查询M，非唯一索引的加锁逻辑
  (M->pre-rec,M],(M,M->next-rec]
  
• 等值查询M，唯一键的加锁逻辑
  [M], next-lock 降级为 record locks
  这里大家还记得之前讲过的通用算法吗：
  next-key lock 降级为 record lock的情况：
  如果是唯一索引，且查询条件得到的结果集是1条记录（等值，而不是范围），那么会降级为记录锁
  
• >= ，加锁逻辑
  (M->pre_rec,M],(M,M->next-rec]....(∞]
  
• >,  加锁逻辑
  (M,M->next-rec] ... (∞]
  
• next-rec]
  
• < , 加锁逻辑
  (-∞] ... (M->pre_rec,M]
  

最后的疑问和总结

为什么要对M->next-rec 或者  M->pre-rec ？
因为为了防止幻读。

RR下的Insert锁机制

Insert 的流程(没有唯一索引的情况)： insert N

• 找到大于N的第一条记录M
  
• 如果M上面没有gap ， next-key locking的话，可以插入  ， 否则等待  (对其next-rec加insert intension lock，由于有gap锁，所以等待)
  

Insert 的流程(有唯一索引的情况)： insert N

• 找到大于N的第一条记录M，以及前一条记录P
  
• 如果M上面没有gap ， next-key locking的话，进入第三步骤  ， 否则等待(对其next-rec加insert intension lock，由于有gap锁，所以等待)
  
• 检查p：
  判断p是否等于n：
  如果不等: 则完成插入（结束）
  如果相等：
  再判断P 是否有锁，
  如果没有锁:
  报1062错误（duplicate key） --说明该记录已经存在，报重复值错误
  加S-lock  --说明该记录被标记为删除, 事务已经提交，还没来得及purge
  如果有锁: 则加S-lock  --说明该记录被标记为删除，事务还未提交.
  

• insert intension lock 有什么用呢？锁的兼容矩阵是啥？
  

• insert intension lock 是一种特殊的Gap lock，记住非常特殊哦
  
• insert intension lock 和 insert intension lock 是兼容的，其次都是不兼容的
  
• Gap lock 是为了防止insert， insert intension lock 是为了insert并发更快，两者是有区别的
  
• 什么情况下会出发insert intension lock ？
  当insert的记录M的 next-record 加了Gap lock才会发生，record lock并不会触发
  

参考资料

• http://keithlan.github.io/2017/06/05/innodb_locks_1/
  
• https://www.hhcycj.com/post/item/441.html
  
• https://baijiahao.baidu.com/s?id=1744632613955812703&wfr=spider&for=pc
  

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