InnoDB存储引擎的默认隔离级别事可重复读，MVCC多版本并发控制仅仅解决了快照读情况下的数据隔离，而对于当前读，InnoDB通过锁来进行并发控制。

InnoDB锁

本文主要参考了MySQL官方文档，并在上面添加了一些自己的理解，有兴趣看英文的也可以看MySQL官方文档。本文分为以下章节：

1. 共享锁和独占锁；
2. 意向锁；
3. 行锁；
4. 间隙锁；
5. Next-Key锁
6. 插入意向锁；
7. 自增锁；

共享锁和排他锁

InnoDB锁的最小粒度是行锁，行锁可以分为两大类：共享锁（S）和独占锁(X)。

• 共享锁：持有某行数据共享锁的事务，可以读取行锁对应行的数据；
• 独占锁：持有某行数据独占锁的事务，可以修改行锁对应行的数据；

如果事务T1持有行R的共享锁，那么对于事务T2对行R的访问分为两种情况：

• 如果事务T2请求行R的共享锁，则事务T2可以请求成功，请求完成后事务T1和事务T2同时持有行R的共享锁；
• 如果事务T2请求行R的排他锁，事务T2会被阻塞，直到事务T1释放锁或者事务超时回滚；

如果事务T1持有行R的共享锁，那么不管事务T2请求R行的共享锁还是排他锁，都会被事务T1阻塞，直到事务T1释放锁或事务T2回滚。

意向锁

InnoDB支持支持多种粒度的锁，比如对于以下两个SQL语句，加锁的对象就完全不同：

1. SELECT * FROM USER_INFO WHERE ID = 1 FOR UPDATE，其中ID是主键，ID=1的数据行存在，那么这句SQL会获取ID=1的数据行的独占锁；
2. LOCK TABLES USER_INFO WRITE，其中USER_INFO表存在，那么这句SQL会获取USER_INFO表的独占锁；

表锁和行锁之间也存在互斥的情况，比如表上的独占锁和表中每一行数据的独占锁之间冲突（锁表了当然不允许修改表中的内容），这种互斥要怎么实现呢？InnoDB使用了意向锁实现表锁和行锁之间的互斥，意向锁是表级别的锁，对一行数据添加独占锁或排他锁时，会先向数据行所在的表添加意向锁，意向锁分为两种类型：

1. 共享意向锁：事务会对表中的某一行数据添加共享锁；
2. 排他意向锁：事务会对表中的某一行数据添加排他锁；

所以对表添加意向锁的情况也分两种：

1. 如果事务需要获取某一行数据的共享锁，那么必然会首先获取数据所在表的共享意向锁，如SQL语句SELECT * FROM USER_INFO WHERE ID = 1 LOCK IN SHARE MODE会首先向表USER_INFO添加共享意向锁；
2. 如果事务需要获取某一行数据的排他锁，那么必然会首先获取数据所在表的排他意向锁，如SQL语句SELECT * FROM USER_INFO WHERE ID = 1 FOR UPDATE会首先向表USER_INFO添加共享排他锁；

表锁和意向锁之间的冲突情况如下所示：

	表排他锁	共享排他锁	表共享锁	共享意向锁
表排他锁	冲突	冲突	冲突	冲突
共享排他锁	冲突	不冲突	冲突	不冲突
表共享锁	冲突	冲突	不冲突	不冲突
共享意向锁	冲突	不冲突	不冲突	不冲突

如果事务请求的表锁和表现有的锁之间不冲突，那么事务可以请求锁成功；如果事务请求的锁和表现有的锁冲突，那么事务必须等待表锁被释放，或者当前事务需要回滚。

我们可以注意到，意向锁之间不会互斥，因为意向锁代表的是修改表中的某一行数据，两个意向锁表示修改表中的两行数据，所以两个意向锁不一定会冲突。意图锁只会和表锁之间冲突，如LOCK TABLES USER_INFO WRITE会向表添加表锁。

InnoDB中，我们可以通过SHOW ENGINE INNODB STATUS语句查看表锁状况，以下为锁状况示例：

TABLE LOCK table `test`.`t` trx id 10080 lock mode IX

行锁

行锁是添加在索引上的锁，例如对于SELECT * FROM USER_INFO WHERE ID = 1 FOR UPDATE，在ID是唯一索引的情况下，该SQL语句会对ID对应的索引节点上添加排他锁，阻止其它事务修改该行数据。行锁添加的对象是索引节点，如果表没有定义索引，InnoDB会创建一个隐藏的聚集索引，并使用该索引来添加行锁。

InnoDB中，我们可以通过SHOW ENGINE INNODB STATUS语句查看行锁状况，以下为锁状况示例：

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`t`
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        ;;

间隙锁

间隙锁加锁的对象是索引之间的间隙，例如如果对于SQL语句SELECT * FROM USER_INFO WHERE ID>10 and ID<20 FOR UPDATE，该事务会向数据库中ID索引树上10~20之间的所有节点间隙添加间隙锁。当另一个事务尝试向数据库中插入ID=15的记录时，会被间隙锁阻塞。

间隙锁的间隙中可以包含多个索引节点、单个索引阶段或者不包含任何节点。间隙锁主要用于解决可重复读隔离级别下的幻读问题。

对于唯一索引，如果使用等值查询，那么间隙锁会退化为行锁，如下SQL中，ID是唯一索引列，并且ID=100的数据存在，那么以下SQL只会添加行锁：

SELECT * FROM child WHERE id = 100;

如果ID不是唯一索引，那么上文中的SQL语句则会给ID索引树中的Id=100和前一个节点之间的间隙添加GAP锁，间隙锁之间不冲突，并且两个间隙锁之间的节点被删除之后，两个间隙锁还会合并为一个间隙锁。

InnoDB中的间隙锁只有一个目的，阻止向间隙内插入数据，间隙锁只和插入意向锁冲突，和其它任何锁都不冲突。可以通过将事务隔离级别更改为读已提交或启用innodb_locks_unsafe_for_binlog系统变量来禁用间隙锁。

在禁用间隙锁的情况下，InnoDB还会将释放不匹配行的记录锁（违反了加锁的2PL原则）。对于UPDATE语句，InnoDB执行"半一致"读取：读取最新提交的数据，MySQL使用最新提交的数据判断是否符合UPDATE语句中的WHERE条件。

Next-Key锁

Next-Key锁是行锁和间隙锁的组合，在InnoDB唯一索引加锁的过程中，InnoDB会从索引中查找符合条件的索引节点，并对这些符合条件的索引节点添加行锁。

如果对某行记录加Next-Key锁而不是行锁，那么而Next-Key锁不仅会对记录本身添加行锁，还会对行锁之前的间隙添加间隙锁，二者组合成了Next-Key。Next-Key不允许其它事务向加锁的间隙中插入数据。

假设ID索引包含值10、11、13和20，那么先索引的节点添加Next-Key锁可能会有以下几种情况，下文中圆括号表示排除间隙，方括号表示包含端点：

1. 如果对索引10所在的节点加Next-Key，加锁范围为(负无穷, 10]；
2. 如果对索引11所在的节点加Next-Key，加锁范围为(10, 11]；
3. 如果对索引13所在的节点加Next-Key，加锁范围为(11, 13]；
4. 如果对索引20所在的节点加Next-Key，加锁范围为(13, 20]；
5. 如果20之后的间隙加Next-Key，加锁范围为(20, 正无穷）；

对于最后一个间隙，可以理解为：InnoDB中有一个虚拟的最大节点，会在该节点上添加Next-Key.

InnoDB中，我们可以通过SHOW ENGINE INNODB STATUS语句查看Next-Key锁状况，以下为锁状况示例：

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`t`
trx id 10080 lock_mode X
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 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        ;;

插入意向锁

插入意向锁是向数据库中插入一行新数据时，需要向插入间隙添加的一种间隙锁。插入意向锁之间不冲突，例如两个事务分别打算向(4,7]之间的间隙插入5和6，这两个事务都会向(4,7]中的间隙添加插入意向锁，但是二者互不阻塞。

假设有两个事务，事务A和事务B，数据库表中包含两条记录90和102。事务A对ID大于100的索引记录添加Next-Key独占锁定：

mysql> CREATE TABLE child (id int(11) NOT NULL, PRIMARY KEY(id)) ENGINE=InnoDB;
mysql> INSERT INTO child (id) values (90),(102);

mysql> START TRANSACTION;
mysql> SELECT * FROM child WHERE id > 100 FOR UPDATE;
+-----+
| id  |
+-----+
| 102 |
+-----+

事务B尝试向数据库中插入一条101的记录：

mysql> START TRANSACTION;
mysql> INSERT INTO child (id) VALUES (101);

通过SHOW ENGINE INNODB STATUS，我们可以看到此时数据库的锁等待情况：

RECORD LOCKS space id 31 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`child`
trx id 8731 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000066; asc    f;;
 1: len 6; hex 000000002215; asc     " ;;
 2: len 7; hex 9000000172011c; asc     r  ;;...

自增锁

自增锁是一种特殊的表级锁，当表中包含AUTO_INCREAMENT的表中的事务使用。在最简单的情况下，如果一个事务正在向表中插入数据行，该事务会占有自增所，其它任何事务在向表中插入数据时都会被该锁阻塞。我们可以通过innodb_autoinc_lock_mode变量控制自增锁的自增的算法，MySQL对自增锁有很多优化，本文不详细介绍。

我是御狐神，欢迎大家关注我的微信公众号:wzm2zsd

参考文档

MySQL官方文档

本文最先发布至微信公众号，版权所有，禁止转载！

标签：事务,间隙,数据库,行锁,学习,索引,InnoDB,意向锁,ID
来源： https://www.cnblogs.com/yuhushen/p/15723521.html