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InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制

9月前 作者：X1aoHei 分类：Toy博客 阅读(41) 违法举报

这篇具有很好参考价值的文章主要介绍了InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制。希望对大家有所帮助。如果存在错误或未考虑完全的地方，请大家不吝赐教，您也可以点击"举报违法"按钮提交疑问。

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：

set GLOBAL innodb_status_output=ON;  

set GLOBAL innodb_status_output_locks=ON;

查看语句：

show engine innodb status\G;

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. select *** lock in share mode
2. Lock Table *** read

  • 排他锁

    1. select  *** for update
2. Lock Table *** write

意向锁

  1. 意向锁是表级的

  2. 同样具有意向共享锁（IS）、意向排他锁（IX）

  3. TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode IX、TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode IS

  4. 意向锁不会与行级锁冲突，并且意向锁之间没有互斥关系

  5. 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。

  6. 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

  7. 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）

  1. 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
  2. 基于索引创建的，受索引的影响
  3. 同样具有共享、排他的区别

间隙锁（Gap Lock）

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

临键锁（Next-Key Locks）

  1. 记录锁、间隙锁的组合就是临键锁
  2. 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
  3. 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
  4. RECORD LOCKS *** index idx_c of table *** trx id *** lock_mode X

插入意向锁（Insert Intention Locks）

  1. RECORD LOCKS *** index PRIMARY of table *** trx id *** lock_mode X insert intention waiting

  2. 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

  3. 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）

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

元数据锁（metadata lock）

  1. Server层实现的锁，与引擎层无关

  2. 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

CREATE TABLE `a` (
  `a` int(11) NOT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  `aaa` bigint(20) DEFAULT '0',
  PRIMARY KEY (`a`),
  UNIQUE KEY `idx_b` (`b`),
  KEY `idx_c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;

InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制

select * from a WHERE c = 7 for UPDATE;

MySQL thread id 10, OS thread handle 139897622177536, query id 377 172.18.0.1 wss

对a表添加意向排他锁
TABLE LOCK table `demo`.`a` trx id 480393 lock mode IX

对a表的idx_c二级索引加临键锁
RECORD LOCKS space id 97 page no 5 n bits 72 index idx_c of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
二级索引idx_c的7加锁
 0: len 4; hex 80000007; asc     ;;
主键索引上的3也会被加锁
 1: len 4; hex 80000003; asc     ;;

对主键索引加记录锁，对3进行加锁
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
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 7; compact format; info bits 0
第一个字段是主键,被加锁
 0: len 4; hex 80000003; asc     ;;
最近一次被更新的事务id
 1: len 6; hex 000000009c29; asc      );;
回滚指针
 2: len 7; hex be00000147011c; asc     G  ;;
该行第2、3、4、5个字段
 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;
 4: len 4; hex 80000007; asc     ;;
 5: len 4; hex 80000009; asc     ;;
 6: len 8; hex 8000000000000000; asc         ;;

对idx_c索引树上加间隙锁
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
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
二级索引idx_c上对9加锁
0: len 4; hex 80000009; asc     ;;
主键索引上的5也会被锁住
 1: len 4; hex 80000005; asc     ;;

RR下的无二级索引的情况

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

InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制

SELECT * FROM tm WHERE i = 1 FOR UPDATE;

MySQL thread id 25, OS thread handle 139897622718208, query id 556 172.18.0.1 wss

对tm表添加意向排他锁
TABLE LOCK table `demo`.`tm` trx id 480412 lock mode IX

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  
由于没有索引，那么会对每条记录都加上临键锁
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
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）
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
Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
 0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;;

Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000300; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea000001960110; asc        ;;
 3: len 4; hex 80000001; asc     ;;

Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000301; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea00000196011e; asc        ;;
 3: len 4; hex 80000002; asc     ;;

Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000302; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea00000196012c; asc       ,;;
 3: len 4; hex 80000003; asc     ;;

Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000303; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea00000196013a; asc       :;;
 3: len 4; hex 80000004; asc     ;;

Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000304; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea000001960148; asc       H;;
 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;

Record lock, heap no 7 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000305; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea000001960156; asc       V;;
 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;

Record lock, heap no 8 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000306; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea000001960164; asc       d;;
 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;

Record lock, heap no 9 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
 0: len 6; hex 000000000307; asc       ;;
 1: len 6; hex 00000007548e; asc     T ;;
 2: len 7; hex ea000001960172; asc       r;;
 3: len 4; hex 80000005; asc     ;;

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

select * from xx where id>1 limit N
select * from xx where id>1+N limit N
select * from xx where id>1+N+N limit N

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

  • 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 id<5 ， 那么锁住的区间不是（-∞，5），而是(-∞,1],(1,3],(3,5] 多个区间组合而成；如果where id =5，那么锁住的区间是(3,5],(5,9]

  • 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

    典型的案例：where primary_key = 1 (会降级), 而不是 where primary_key < 10 （由于返回的结果集不仅仅一条，那么不会降级）

  • 上锁，不仅仅对辅助索引加锁，还需要对主键索引加锁；不仅仅对主键索引加锁，还需要对辅助索引加锁

RR下的Update锁机制

如果

  1. select * from xx where col <比较运算符> M for update
  2. M->next-rec: 表示M的下一条记录
  3. M->pre-rec: 表示M的前一条记录
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]....(∞]

  • <= , 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,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] ... (∞]
  • <= , 加锁逻辑
    (-∞] ... (M,M->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。

InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制

RR下的Insert锁机制

Insert 的流程(没有唯一索引的情况)： insert N
  1. 找到大于N的第一条记录M
  2. 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
  1. 找到大于N的第一条记录M，以及前一条记录P
  2. 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)
  3. 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？
  1. insert intension lock 是一种特殊的Gap lock，记住非常特殊哦
  2. insert intension lock 和 insert intension lock 是兼容的，其次都是不兼容的
  3. 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
  4. 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

参考资料文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-493762.html

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

到了这里，关于InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制的文章就介绍完了。如果您还想了解更多内容，请在右上角搜索TOY模板网以前的文章或继续浏览下面的相关文章，希望大家以后多多支持TOY模板网！

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