MySQL - 锁机制初探

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MySQL - 解读MySQL事务与锁机制

MySQL - 共享锁和排它锁初探

MySQL - 无索引行锁升级为表锁

MySQL - 锁等待及死锁初探

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锁的分类

在 MySQL 中有三种级别的锁：页级锁、表级锁、行级锁

• 表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。 会发生在：MyISAM、memory、InnoDB、BDB 等存储引擎中
• 行级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。会发生在：InnoDB 存储引擎
• 页级锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般。会发生在：BDB 存储引擎

三种级别的锁分别对应存储引擎关系如上图。

Note：MySQL 中的表锁包括读锁和写锁

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InnoDB 中的锁

在 MySQL InnoDB 存储引擎中，锁分为行锁和表锁。

行锁

其中行锁包括两种锁

• 共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。

• 排他锁（X）：允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。

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InnoDB 行锁的三种算法实现

InnoDB 行锁是通过对索引数据页上的记录（record）加锁实现的。主要实现算法有 3 种：Record Lock、Gap Lock 和 Next-key Lock。

Record Lock 锁

• Record Lock 锁：单个行记录的锁（锁数据，不锁 Gap）。

Gap Lock 锁

• Gap Lock 锁：间隙锁，锁定一个范围，不包括记录本身（不锁数据，仅仅锁数据前面的Gap）。

Next-key Lock 锁

• Next-key Lock 锁：同时锁住数据，并且锁住数据前面的 Gap。

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表锁

另外，为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制，InnoDB 还有两种内部使用的意向锁（Intention Locks），这两种意向锁都是表锁。

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表锁的分类 IS | IX | AUTO-INC Locks

表锁又分为三种

• 意向共享锁（IS）：事务计划给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的 IS 锁

• 意向排他锁（IX）：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的 IX 锁

• 自增锁（AUTO-INC Locks）：特殊表锁，自增长计数器通过该“锁”来获得子增长计数器最大的计数值

在加行锁之前必须先获得表级意向锁，否则等待 innodb_lock_wait_timeout 超时后根据innodb_rollback_on_timeout 决定是否回滚事务。

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InnoDB 自增锁

在 MySQL InnoDB 存储引擎中，我们在设计表结构的时候，通常会建议添加一列作为自增主键。

这里就会涉及一个特殊的锁：自增锁（即：AUTO-INC Locks），它属于表锁的一种，在 INSERT 结束后立即释放。

我们可以执行 show engine innodb status\G 来查看自增锁的状态信息。

在自增锁的使用过程中，有一个核心参数，需要关注，即 innodb_autoinc_lock_mode,它有0、1、2 三个值。保持默认值即可。

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InnoDB 锁关系矩阵

+ 表示兼容，- 表示不兼容

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InnoDB死锁问题排查思路

在 MySQL 中死锁不会发生在 MyISAM 存储引擎中，但会发生在 InnoDB 存储引擎中，因为 InnoDB 是逐行加锁的，极容易产生死锁。那么死锁产生的四个条件是什么呢？

• 互斥条件：一个资源每次只能被一个进程使用；

• 请求与保持条件：一个进程因请求资源而阻塞时，对已获得的资源保持不放；

• 不剥夺条件：进程已获得的资源，在没使用完之前，不能强行剥夺；

• 循环等待条件：多个进程之间形成的一种互相循环等待资源的关系。

在发生死锁时，InnoDB 存储引擎会自动检测，并且会自动回滚代价较小的事务来解决死锁问题。但很多时候一旦发生死锁，InnoDB 存储引擎的处理的效率是很低下的或者有时候根本解决不了问题，需要人为手动去解决。

排查 InnoDB 锁问题通常有 2 种方法。

• 打开 innodb_lock_monitor 表，注意使用后记得关闭，否则会影响性能。
• 在 MySQL 5.5 版本之后，可以通过查看 information_schema 库下面的 innodb_locks、innodb_lock_waits、innodb_trx 三个视图排查 InnoDB 的锁问题

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基于资源争用导致死锁的情况

【基于资源争用导致死锁的情况】

session1 首先拿到 id=1 的锁，session2 同期拿到了 id=5 的锁后，两者分别想拿到对方持有的锁，于是产生死锁。

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Metadata lock（即元数据锁）导致的死锁的情况

【Metadata lock（即元数据锁）导致的死锁的情况】

session1 和 session2 都在抢占 id=1 和 id=6 的元数据的资源，产生死锁。

查看 MySQL 数据库中死锁的相关信息，可以执行 show engine innodb status\G 来进行查看，重点关注 “LATEST DETECTED DEADLOCK” 部分。

开发建议

• 更新 SQL 的 where 条件时尽量用索引

• 加锁索引准确，缩小锁定范围

• 减少范围更新，尤其非主键/非唯一索引上的范围更新

• 控制事务大小，减少锁定数据量和锁定时间长度 （innodb_row_lock_time_avg）

• 加锁顺序一致，尽可能一次性锁定所有所需的数据行

更多案例参考：MySQL - 锁等待及死锁初探

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InnoDB 加锁行为验证

下面举一些例子分析 InnoDB 不同索引的加锁行为。分析锁时需要跟隔离级别联系起来，我们以 RR 为例，主要是从四个场景分析。

主键 + RR

假设条件是：

• update t1 set name=‘XX’ where id=10

• id 为主键索引。

加锁行为：仅在 id=10 的主键索引记录上加 X锁。

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唯一键 + RR

假设条件是：

• update t1 set name=‘XX’ where id=10

• id 为唯一索引。

加锁行为：

• 先在唯一索引 id 上加 id=10 的 X 锁。

• 再在 id=10 的主键索引记录上加 X 锁，若 id=10 记录不存在，那么加间隙锁。

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非唯一键 + RR

假设条件是：

• update t1 set name=‘XX’ where id=10

• id 为非唯一索引

加锁行为：

• 先通过 id=10 在 key(id) 上定位到第一个满足的记录，对该记录加 X 锁，而且要在 (6,c)~(10,b) 之间加上 Gap lock，为了防止幻读。然后在主键索引 name 上加对应记录的X 锁；

• 再通过 id=10 在 key(id) 上定位到第二个满足的记录，对该记录加 X 锁，而且要在(10,b)~(10,d)之间加上 Gap lock，为了防止幻读。然后在主键索引 name 上加对应记录的X 锁；

• 最后直到 id=11 发现没有满足的记录了，此时不需要加 X 锁，但要再加一个 Gap lock： (10,d)~(11,f)。

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无索引 + RR

假设条件是：

• update t1 set name=‘XX’ where id=10。

• id 列无索引。

加锁行为：

表里所有行和间隙均加 X 锁。