深入了解MySQL中的锁（全局锁、表级锁、行锁）

2023-04-18 15:10:27 190

2、案例一：等值查询间隙锁

1.由于表t中没有id=7的记录，根据原则1，加锁单位是next-key lock，sessionA加锁范围就是(5,10]

2.根据优化2，这是一个等值查询(id=7)，而id=10不满足查询条件，next-key lock退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)

所以，sessionB要往这个间隙里面插入id=8的记录会被锁住，但是sessionC修改id=10这行是可以的

3、案例二：非唯一索引等值锁

1.根据原则1，加锁单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock

2.c是普通索引，因此访问c=5这一条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到c=10才放弃。根据原则2，访问到的都要加锁，因此要给(5,10]加next-key lock

3.根据优化2，等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个等值条件，因此退化成间隙锁(5,10)

4.根据原则2，只有访问到的对象才会加锁，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索引，所以主键索引上没有任何锁，这就是为什么sessionB的update语句可以执行完成

锁是加在索引上的，在这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是for update，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁，这样的话sessionB的update语句会被阻塞住。如果你要用 lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段

4、案例三：主键索引范围锁

1.开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(5,10]。根据优化1，主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁

2.范围查询就往后继续找，找到id=15这一行停下来，因此需要加next-key lock(10,15]

所以，sessionA这时候锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]

5、案例四：非唯一索引范围锁

这次sessionA用字段c来判断，加锁规则跟案例三唯一的不同是：在第一次用c=10定位记录的时候，索引c上加上(5,10]这个next-key lock后，由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，因此最终sessionA加的锁是索引c上的(5,10]和(10,15]这两个next-key lock

6、案例五：唯一索引范围锁bug

sessionA是一个范围查询，按照原则1的话，应该是索引id上只加(10,15]这个next-key lock，并且因为id是唯一键，所以循环判断到id=15这一行就应该停止了

但是实现上，InnoDB会扫描到第一个不满足条件的行为止，也就是id=20。而且由于这是个范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上

所以，sessionB要更新id=20这一行是会被锁住的。同样地，sessionC要插入id=16的一行，也会被锁住

7、案例六：非唯一索引上存在等值的例子

insert into t values(30,10,30);

新插入的这一行c=10，现在表里有两个c=10的行。虽然有两个c=10，但是它们的主键值id是不同的，因此这两个c=10的记录之间也是有间隙的
sessionA在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录。根据原则1，这里加的是(c=5,id=5)到(c=10,id=10)这个next-key lock。然后sessionA向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。根据优化2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成(c=10,id=10)到(c=15,id=15)的间隙锁

也就是说，这个delete语句在索引c上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分，这个蓝色区域左右两边都是虚线，表示开区间

8、案例七：limit语句加锁

加了limit 2的限制，因此在遍历到(c=10,id=30)这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。因此，索引c上的加锁范围就变成了从(c=5,id=5)到(c=10,id=30)这个前开后闭区间，如下图所示：
再删除数据的时候尽量加limit，这样不仅可以控制删除数据的条数，让操作更安全，还可以减小加锁的范围

9、案例八：一个死锁的例子

1.sessionA启动事务后执行查询语句加lock in share mode，在索引c上加了next-key lock(5,10]和间隙锁(10,15)

2.sessionB的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10]，进入锁等待

3.然后sessionA要再插入(8,8,8)这一行，被sessionB的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB让sessionB回滚

sessionB的加next-key lock(5,10]操作，实际上分成了两步，先是加(5,10)间隙锁，加锁成功；然后加c=10的行锁，这时候才被锁住的

七、用动态的观点看加锁

表t的建表语句和初始化语句如下：

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

1、不等号条件里的等值查询

begin;
select * from t where id>9 and id<12 order by id desc for update;

利用上面的加锁规则，这个语句的加锁范围是主键索引上的(0,5]、(5,10]和(10,15)。加锁单位是next-key lock，这里用到了优化2，即索引上的等值查询，向右遍历的时候id=15不满足条件，所以next-key lock退化为了间隙锁(10,15)

1.首先这个查询语句的语义是order by id desc，要拿到满足条件的所有行，优化器必须先找到第一个id<12的值

2.这个过程是通过索引树的搜索过程得到的，在引擎内部，其实是要找到id=12的这个值，只是最终没找到，但找到了(10,15)这个间隙

3.然后根据order by id desc，再向左遍历，在遍历过程中，就不是等值查询了，会扫描到id=5这一行，所以会加一个next-key lock (0,5]

在执行过程中，通过树搜索的方式定位记录的时候，用的是等值查询的方法

2、等值查询的过程

begin;
select id from t where c in(5,20,10) lock in share mode;

这条in语句使用了索引c并且rows=3，说明这三个值都是通过B+树搜索定位的

在查找c=5的时候，先锁住了(0,5]。但是因为c不是唯一索引，为了确认还有没有别的记录c=5，就要向右遍历，找到c=10确认没有了，这个过程满足优化2，所以加了间隙锁(5,10)。执行c=10会这个逻辑的时候，加锁的范围是(5,10]和(10,15)，执行c=20这个逻辑的时候，加锁的范围是(15,20]和(20,25)

这条语句在索引c上加的三个记录锁的顺序是：先加c=5的记录锁，再加c=10的记录锁，最后加c=20的记录锁

select id from t where c in(5,20,10) order by c desc for update;

由于语句里面是order by c desc，这三个记录锁的加锁顺序是先锁c=20，然后c=10，最后是c=5。这两条语句要加锁相同的资源，但是加锁顺序相反。当这两条语句并发执行的时候，就可能出现死锁

八、insert语句的锁为什么这么多？

1、insert … select语句

表t和t2的表结构、初始化数据语句如下：

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  UNIQUE KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(null, 1,1);
insert into t values(null, 2,2);
insert into t values(null, 3,3);
insert into t values(null, 4,4);

create table t2 like t;

在可重复读隔离级别下，binlog_format=statement时执行下面这个语句时，需要对表t的所有行和间隙加锁

insert into t2(c,d) select c,d from t;

2、insert循环写入

要往表t2中插入一行数据，这一行的c值是表t中c值的最大值加1，SQL语句如下：

insert into t2(c,d)  (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);

这个语句的加锁范围，就是表t索引c上的(3,4]和(4,supermum]这两个next-key lock，以及主键索引上id=4这一行

执行流程是从表t中按照索引c倒序吗，扫描第一行，拿到结果写入到表t2中，因此整条语句的扫描行数是1

但如果要把这一行的数据插入到表t中的话：

insert into t(c,d)  (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);

explain结果中的Extra字段中Using temporary字段，表示这个语句用到了临时表

执行流程如下：

1.创建临时表，表里有两个字段c和d

2.按照索引c扫描表t，依次取c=4、3、2、1，然后回表，读到c和d的值写入临时表

3.由于语义里面有limit 1，所以只取了临时表的第一行，再插入到表t中

这个语句会导致在表t上做全表扫描，并且会给索引c上的所有间隙都加上共享的next-key lock。所以，这个语句执行期间，其他事务不能在这个表上插入数据

需要临时表是因为这类一边遍历数据，一边更新数据的情况，如果读出来的数据直接写回原表，就可能在遍历过程中，读到刚刚插入的记录，新插入的记录如果参与计算逻辑，就跟语义不符

3、insert唯一键冲突

sessionA执行的insert语句，发生唯一键冲突的时候，并不只是简单地报错返回，还在冲突的索引上加了锁，sessionA持有索引c上的(5,10]共享next-key lock（读锁）
在sessionA执行rollback语句回滚的时候，sessionC几乎同时发现死锁并返回

1.在T1时刻，启动sessionA，并执行insert语句，此时在索引c的c=5上加了记录锁。这个索引是唯一索引，因此退化为记录锁

2.在T2时刻，sessionA回滚。这时候，sessionB和sessionC都试图继续执行插入操作，都要加上写锁。两个session都要等待对方的行锁，所以就出现了死锁

4、insert into … on duplicate key update

上面这个例子是主键冲突后直接报错，如果改写成

insert into t values(11,10,10) on duplicate key update d=100;

就会给索引c上(5,10]加一个排他的next-key lock（写锁）

insert into … on duplicate key update的语义逻辑是，插入一行数据，如果碰到唯一键约束，就继续执行后面的更新语句。如果有多个列违反了唯一性索引，就会按照索引的顺序，修改跟第一个索引冲突的行

表t里面已经有了(1,1,1)和(2,2,2)这两行，执行这个语句

主键id是先判断的，MySQL认为这个语句跟id=2这一行冲突，所以修改的是id=2的行

思考题：

1、如果要删除一个表里面的前10000行数据，有以下三种方法可以做到：

第一种，直接执行delete from T limit 10000;
第二种，在一个连接中循环执行20次delete from T limit 500；
第三种，在20个连接中同时执行delete from T limit 500；

选择哪一种方式比较好？

参考答案：

第一种方式，单个语句占用时间长，锁的时间也比较长，而且大事务还会导致主从延迟

第三种方式，会人为造成锁冲突

第二种方式相对较好

以上就是深入了解MySQL中的锁（全局锁、表级锁、行锁）的详细内容，更多请关注毛票票其它相关文章！