- 1.锁分类
当多个事务或进程访问同一个资源时，为了保证数据的一致性就会用到锁机制，在MySQL中锁有多种不同的分类。
1.1 以操作粒度区分
行级锁、表级锁和页级锁
- 表级锁：每次操作锁住整张表。锁定的粒度大、开销小、加锁快；不会发生死锁，但发生锁冲突的概率极高，并发度最低，应用在InnoDB、MyISAM、BDB中；
- 行级锁：每次操作锁住一行数据。锁定的粒度小、开销大、加锁慢；会出现死锁，发生锁冲突的概率极低，并发度最高，应用在InnoDB中；
- 页级锁：每次锁定相邻的一组记录。锁定粒度、开销、加锁时间介于行级锁和表级锁之间；会出现死锁，并发度一般，应用在BDB中；
| 行锁 | 表锁 | 页锁 | |
|---|---|---|---|
| MyISAM | √ | ||
| BDB | √ | √ | |
| InnoDB | √ | √ |
1.2 以操作类型区分
读锁、写锁
- 读锁（S）：共享锁，针对同一份数据，多个读操作可以同时进行不会互相影响；
- 写锁（X）：排它锁，当前写操作没有完成时，会阻塞其他读和写操作；
为了允许行锁和表锁的共存，实现多粒度的锁机制，InnoDB还有两种内部使用的意向锁，这两种意向锁都是表锁：
- 意向读锁（IS）、意向写锁（IX）：属于表级锁，S和X主要针对行级锁。在对表记录添加S或X锁之前，会先对表添加IS和IX锁，表明某个事务正在持有某些行的锁、或该事务准备去持有锁；意向锁存在是为了协调锁之间的关系，支持多粒度锁共存；
为什么意向锁是表级锁？
为了减少确认次数，提升性能：如果意向锁是行锁，需要遍历每一行去确认数据是否已经加锁；如果是表锁的话，只需要判断一次就知道有没有数据行被锁定；
意向锁是如何支持行级锁、表级锁共存的？
1.2.1 举例
- S锁：事务A对记录添加了S锁，可以对记录进行读取操作，不能做修改，其它事务可以对改记录追加S锁，但是不能追加X锁，追加X锁需要等记录的S锁全部释放；
- X锁：事务A对记录添加了X锁，可以对记录进行读和修改操作，其它事务不能对该记录做读和修改操作。
1.2.2 意向锁、共享锁和排它锁之间的兼容关系
| 事务A持有：X | IX | S | IS | ||
|---|---|---|---|---|---|
| 事务B获取：X | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 | |
| IX | 冲突 | 兼容 | 冲突 | 兼容 | |
| S | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 | |
| IS | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
• 意向锁相互兼容，因为IX和IS只是表明申请更低层次的级别元素的X、S操作；
- 表级S和X、IX不兼容，因为上了表级S锁后，不允许其它事务再加X锁；
- 上了表级X锁后，会修改数据，所以表级X锁和 IS、IX、S、X（即使是行排他锁，因为表级锁定的行肯定包括行级锁定的行，所以表级X和IX、行级X）不兼容。
1.3 以操作性能区分
乐观锁、悲观锁
- 乐观锁：一般采用的方式是对数据记录版本进行对比，在数据更新提交时才会进行冲突检测，如果发现冲突了，则提示错误信息；
- 悲观锁：在对一条记录进行修改时，为了避免被其他人修改，在修改数据之前先锁定再修改的方式。共享锁和排它锁是悲观锁的不同实现。
2.InnoDB的行锁
2.1 行锁的实现原理
意向锁是InnoDB自动加的，不需要用户干预；对于 UPDATE 、DELETE 和 INSERT 语句，InnoDB会自动给涉及的数据集增加排他锁（X）；对于普通的 SELECT 语句，InnoDB不会加任何锁；事务也可以通过以下语句显式的给记录集加共享锁 SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE 和排它锁 SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE 。
在InnoDB中，支持行锁和表锁，行锁又分为共享锁和排它锁。InnoDB行锁是通过对索引数据页上的记录加锁实现的。由于InnoDB行锁的实现特点，导致只有通过索引条件检索并且执行计划中真正使用到索引时InnoDB才会使用行锁 ；并且不论使用主键索引、唯一索引、普通索引，InnoDB都会使用行锁来进行加锁，否则InnoDB将使用表锁。由于InnoDB是针对索引加锁，而不是针对记录加锁，所以即使多个事务访问不同行的记录，但如果使用的是相同的索引，还是会出现锁冲突的情况，甚至出现死锁。
2.2 行锁的不同实现
行锁的主要实现有三种： Record Lock 、 Gap Lock 和 Next-Key Lock 。
RecordLock：记录锁，锁定单个行记录的锁，RC和RR隔离级别支持。
GapLock：间隙锁，锁定索引记录间隙，确保索引记录的间隙不变。范围锁，RR隔离级别支持。（加锁之后间隙范围内不允许插入数据，防止发生幻读）
Insert Intention：插入意向锁，插入意向锁中虽然含有意向锁三个字，但是它不属于意向锁，而是属于间隙锁，在insert时产生；意向锁是表锁，而插入意向锁是行锁。
Next-Key Lock：临键锁，它是记录锁和间隙锁的结合体，锁住数据的同时锁住数据前后范围。记录锁+范围缩，RR隔离级别支持。
***** INSERT**的加锁流程：
执行 insert 之后，如果没有任何冲突，在 show engine innodb status 命令中是看不到任何锁的，这是因为 insert 加的是隐式锁。什么是隐式锁？隐式锁的意思就是没有锁！
所以，根本就不存在先加插入意向锁，再加排他记录锁的说法，在执行 insert 语句时，什么锁都不会加。当其他事务执行 select ... lock in share mode 时触发了隐式锁的转换。
InnoDb 在插入记录时，是不加锁的。如果事务 A 插入记录且未提交，这时事务 B 尝试对这条记录加锁：事务 B 会先去判断记录上保存的事务 id 是否活跃，如果活跃的话，那么就帮助事务 A 去建立一个锁对象（排他记录锁），然后自身进入等待事务 A 状态，这就是所谓的隐式锁转换为显式锁。
******* 结论：
- 执行 insert 语句，判断是否有和插入意向锁冲突的锁，如果有，加插入意向锁，进入锁等待；如果没有，直接写数据，不加任何锁；
- 执行 select ... lock in share mode 语句，判断记录上是否存在活跃的事务，如果存在，则为 insert 事务创建一个排他记录锁，并将自己加入到锁等待队列；
2.3 MySQL使用间隙锁的目的
间隙锁的主要目的是为了防止幻读，其主要通过两个方面实现这个目的：
- 防止间隙内有新数据被插入
- 防止已存在的数据，更新成间隙内的数据
另外一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。对于基于语句的日志格式的恢复和复制而言，由于MySQL的BINLONG是按照事务提交的先后顺序记录的，因此要正确恢复或者复制数据，就必须满足：在一个事务未提交前，其他并发事务不能插入满足其锁定条件的任何记录，根本原因还是不允许出现幻读。
2.4 锁规则
- 规则1：加锁的基本单位是临键锁（Next-key Lock）
- 规则2：查找过程中访问的对象才会加锁
- 优化1：索引上的等值查询，给唯一键加索引的时候，如果查询值存在，临键锁（Next-key Lock）会退化成记录锁（Record Lock）；如果查询值不存在，会按照优化2进行优化
- 优化2：索引上的等值查询，向右遍历时且最近一个值不满足等值条件时，临键锁（Next-key Lock）会退化成间隙锁（Gap Lock）
- bug1：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。
在mysql8.0.18及以上已经没有这个bug
2.5 锁结构
对不同记录加锁时，如果符合下边这些条件：
- 在同一个事务中进行加锁操作
- 被加锁的记录在同一个页面中
- 加锁的类型是一样的
- 等待状态是一样的
那么这些记录的锁就可以被放到一个锁结构中。
2.6 行锁的兼容性
| 事务A持有：Gap | Insert Intention | Record | Next-Key | |
|---|---|---|---|---|
| 事务B获取：Gap | 兼容 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
| Insert Intention | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 冲突 |
| Record | 兼容 | 兼容 | 冲突 | 冲突 |
| Next-Key | 兼容 | 兼容 | 冲突 | 冲突 |
从图中可以看出，横向为事务A拥有的锁，竖向为事务B想要获取的锁；举例： 如果前一个事务A 持有 gap 锁 或者 next-key 锁的时候，后一个事务B如果想要持有 Insert Intention 锁的时候会不兼容，出现锁等待。
2.7 加锁
- SELECT ... FROM ... ：InnoDB采用 MVCC 机制实现非阻塞读，对于普通的 SELECT 语句，InnoDB不加锁。
- SELECT ... FROM ... LOCK In SHARE MODE ：显式追加共享锁，InnoDB会使用临键锁（Next-key Lock）进行处理，如果发现了唯一索引，可以降级为记录锁（RecordLock）。
- SELECT ... FROM ... FOR UPDATE ：显式追加排它锁，InnoDB会使用Next-Key Lock锁进行处理，如果发现唯一索引，可以降级为RecordLock锁。
- UPDATE ... WHERE ：InnoDB会使用临键锁（Next-key Lock）进行处理，如果扫描发现唯一索引，可以降级为记录锁（RecordLock）。
- DELETE ... WHERE：InnoDB会使用临键锁（Next-key Lock）进行处理，如果扫描发现唯一索引，可以降级为记录锁（RecordLock）。
- insert：InnoDB会在将要插入的那一行设置一个排他的记录锁（RecordLock）。
以 update t1 set name=‘XX’ where id=10 操作为例：
2.7.1 主键加锁
加锁行为：仅在id=10的主键索引记录上加X锁。
2.7.2 唯一键加锁
加锁行为：先在唯一索引id上加X锁，然后在id=10的主键索引记录上加X锁。
2.7.3 非唯一键加锁
加锁行为：对满足id=10条件的记录和主键分别加X锁，然后在(6,c)-(10,b)、(10,b)-(10,d)、(10,d)(11,f)范围分别加Gap Lock。
2.7.4 无索引加锁
加锁行为：表里所有行和间隙都会加X锁。（当没有索引时，会导致全表锁定，因为InnoDB引擎 锁机制是基于索引实现的记录锁定）。
3.锁模拟
查看事务、锁的语句：
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输出结果解析：
展开源码
数据准备：
|
-- 建表语句
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 CHARSET = utf8 COLLATE utf8_bin;
-- 数据准备
INSERT INTO t(id, c, d) VALUES (0, 0, 0);
INSERT INTO t(id, c, d) VALUES (5, 5, 5);
INSERT INTO t(id, c, d) VALUES (10, 10, 11);
INSERT INTO t(id, c, d) VALUES (15, 15, 15);
INSERT INTO t(id, c, d) VALUES (20, 20, 20);
INSERT INTO t(id, c, d) VALUES (25, 25, 25);
|
3.1 锁举例
锁等待超时：ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
死锁：1213 Deadlock found when trying to get lock
3.1.1 等值查询间隙锁
| Session 1 | Session 2 | Session 1 |
|---|---|---|
| begin; UPDATE t SET d = d+1 WHERE id=7; |
||
| begin; INSERT INTO t VALUES(8,8,8); -- 阻塞 |
||
| begin; INSERT INTO t VALUES(11, 11, 11); -- 不阻塞 |
分析：
- 由于表T没有 id=7 这条记录，加锁单位是 Next-key Lock ，事务1加锁范围是 (5, 10] ，因为 id=7 是一个等值查询，根据优化规则， id=10 不满足条件， Next-key Lock 退化成 Gap Lock ，因此最终加锁范围是 (5, 10) 。
- Session2 想要向这个间隙中插入 id=8 的记录必须等待 Session1 事务提交后才可以。
- Session3 想要插入 id=11 ，不在加锁范围，所以可以插入成功。
这是如果有 Session4 想要更新 id=8 的记录，是可以执行成功的，因为间隙锁之间互不冲突；
3.1.2 非唯一键等值锁
| Session 1 | Session 2 | Session 3 |
|---|---|---|
| begin;SELECT id FROM t WHERE c=5 LOCK IN SHARE MODE; | ||
| begin;INERT INTO t VALUES(7,7,7); -- 阻塞 | ||
| begin;UPDATE t SET d=d+1 WHERE id=5; -- 不阻塞 |
分析：
- Session1 给索引 c 上的 c=5 这一列加上读锁，根据规则1，加锁单位为 Next-key Lock ，因此会给 (0, 5] 区间加上 Next-key Lock
- 因为c是普通索引，所以访问 c=5 之后还要向右遍历，直到 c=10 停止，根据规则2访问到的都要加锁，所以加锁范围为 (5, 10] ，根据优化2，等值查询退化为 Gap Lock ，变为 (5, 10)，所以最终的加锁范围是 (0, 10)；
- Session2 想要插入 id=7 的记录，要等待 Session1 提交之后才可以成功插入，因为 Session1 的间隙范围是(5, 10)；
- 根据原则2，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加任何锁。所以 Session3 的语句可以正常执行；
LOCK IN SHARE MODE; 只锁覆盖索引，FOR UPDATE; 会顺便锁上主键索引；
3.1.3 主键索引范围锁
select * from t where id=10 for update;
select * from t where id>=10 and id<11 for update;
对于以上两条SQL，加锁的范围不一致，第一条是id=10 的行锁，第二条是 (10, 15] 的 Next-key Lock
| Session1 | Session2 | Session3 |
|---|---|---|
| begin;select * from t where id>=10 and id<11 for update; | ||
| begin;insert into t values(9,9,9); -- 不阻塞insert into t values(11,11,11); -- 阻塞 | ||
| update t set d=d+1 where id=15; -- 阻塞 |
分析：
- Session1 根据规则1，加锁单位为 Next-key Lock ，因为 id>=10 是范围查询，不触发优化，直到找到 id=15 停止，最终 Session1 的加锁范围是 (10, 15]
- Session3 当去 update 一个存在的值是，给该行添加 Record Lock ，由于 Record Lock 和 Next-key Lock 不兼容，所以阻塞
如果 Session3 更新一个 (10, 15] 的值，则会阻塞；
3.1.4 非唯一索引范围锁
| Session1 | Session2 | Session3 |
|---|---|---|
| begin;select * from t where c>=10 and c<11 for update; | ||
| begin;insert into t values(8,8,8); -- 阻塞 | ||
| begin;update t set d=d+1 where c=15; -- 阻塞 |
分析：
- Session1 给索引c加上了 (5,10], (10,15] 两个 Next-key Lock ；由于是范围查询，不触发优化，不会退化成间隙锁
3.1.5 非唯一索引等值锁for Update
数据准备：
DROP TABLE IF EXISTS t;
CREATE TABLE t1 (
id int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
a int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (id),
KEY idx_a (a)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
BEGIN;
INSERT INTO t1 VALUES (2, 1);
INSERT INTO t1 VALUES (3, 3);
INSERT INTO t1 VALUES (4, 5);
INSERT INTO t1 VALUES (5, 8);
INSERT INTO t1 VALUES (6, 11);
COMMIT;
在表t中，a列有普通索引，所以可能锁定的范围有：
(-∞, 1], (1, 3], (3, 5], (5, 8], (8, 11], (11, +∞)
| Session1 | Session2 | Session3 |
|---|---|---|
| begin;select * from t1 where a=8 for update; | ||
| begin;insert into t1 (a) values (12); -- 不会阻塞insert into t1 (a) values (11); -- 不会阻塞 insert into t1 (a) values (4); -- 不会阻塞 insert into t1 (a) values (5); -- 阻塞 |
Session1 执行完成之后预期加锁范围为 (5, 8] 和 (8, 11]，由于锁优化策略，退化成间隙锁，范围变成 (5, 8] 和 (8, 11) ，也就是 (5, 11) ，插入12和4不会阻塞很好理解。但是 5不在锁的范围内，还是被锁上了
是因为如果索引值相同的话，会根据id进行排序加锁，所以最终的加锁范围是索引a的 (5, 4) 到 (11, 6) 的范围
3.2 死锁模拟
3.2.1 死锁模拟-场景1
AB BA操作问题
数据准备：
|
CREATE TABLE t2 (
id int(11) NOT NULL,
stu_num int(11) DEFAULT NULL,
score int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (id),
UNIQUE KEY idx_uniq_stu_num (stu_num),
KEY idx_score (score)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t2(id, stu_num, score) values (1, 11, 111);
insert into t2(id, stu_num, score) values (2, 22, 222);
insert into t2(id, stu_num, score) values (3, 33, 333);
| Session1 | Session2 |
|---|---|
| begin;select * from t2 where id = 1 for update; | |
| begin;select * from t2 where id = 2 for update; | |
| select * from t2 where id = 2 for update; | |
| select * from t2 where id = 1 for update; -- Deadlock |
3.2.2 死锁模拟-场景2
S-lock 升级 X-lock
数据准备：
使用简单场景1数据
| Session1 | Session2 |
|---|---|
| begin;SELECT * FROM t2 WHERE id = 1 LOCK IN SHARE MODE; | |
| begin;DELETE FROM t2 WHERE id = 1; | |
| DELETE FROM t2 WHERE id = 1; |
分析：
- Session1 获取到 S-Lock
- Session2 尝试获取到 X-Lock ，但是被 Session1 的S-Lock 阻塞
- Session1 想要获取到 X-Lock，本身拥有一个 S-Lock ，但是Session2 申请 X-Lock 在前，需要等待 Session2 释放之后才能提升到 X-Lock，两个事务造成资源争抢导致死锁
3.2.3 死锁模拟-场景3
数据准备：
create table t3(
id int not null primary key auto_increment,
a int not null ,
unique key ua(a)
) engine=innodb;
insert into t3(id,a) values(1,1),(5,4),(20,20),(25,12);
| Session1 | Session2 |
|---|---|
| insert into t3(id,a) values(26,10); | |
| insert into t3(id,a) values(30,10); | |
| insert into t3(id,a) values(40,9); |
分析：
事务一在插入时由于跟事务二插入的记录唯一键冲突，所以对 a=10 这个唯一索引加 S 锁（Next-key）并处于锁等待，事务二再插入 a=9 这条记录，需要获取插入意向锁（lock_mode X locks gap before rec insert intention）和事务一持有的 Next-key 锁冲突，从而导致死锁。
获取唯一键是否重复时，主键索引加记录锁，唯一索引加next-key锁
在5.7.26及8.0.16之前主键索引判断唯一键是否重复时加的也是next-key锁，在此之后的版本进行了修复
Fixed in 5.7.26, 8.0.16. Bug #25966845 (see https://dev.mysql.com/doc/relnotes/mysql/8.0/en/news-8-0-16.html)
3.2.4 死锁模拟-场景4
| 事务1 | 事务2 |
|---|---|
| begin; | begin; |
| UPDATE t SET d = d+1 WHERE id=7; | |
| UPDATE t SET d = d+1 WHERE id=9; | |
| INSERT INTO t VALUES(8,8,8); | |
| INSERT INTO t VALUES(8,8,8); |
两条语句的执行计划：
事务1执行 INSERT 时的锁情况：
死锁日志：
展开源码
- UPDATE 的 WHERE 子句没有满足条件的记录，而对于不存在的记录 并且在RR级别下，UPDATE 加锁类型为间隙锁（Gap Lock），间隙锁（Gap Lock）之间是兼容的，所以两个事务都能成功执行 UPDATE；这里的gap范围是索引id列 (5, 10) 的范围。
- INSERT 时，其加锁过程为先在插入间隙上获取插入意向锁，插入数据后再获取插入行上的排它锁。又插入意向锁与间隙锁（Gap Lock）和临键锁（Next-key Lock）冲突，即一个事务想要获取插入意向锁，如果有其他事务已经加了（Gap Lock）或临键锁（Next-key Lock），则会阻塞。
- 场景中两个事务都持有间隙锁（Gap Lock），然后又申请插入意向锁，此时都被阻塞，循环等待造成死锁。
- 记录锁（LOCK_REC_NOT_GAP）: lock_mode X locks rec but not gap
- 间隙锁（LOCK_GAP）: lock_mode X locks gap before rec
- Next-key 锁（LOCK_ORNIDARY）: lock_mode X
- 插入意向锁（LOCK_INSERT_INTENTION）: lock_mode X locks gap before rec insert intention
并不是在日志里看到 lock_mode X 就认为这是 Next-key 锁，因为还有一个例外：如果在 supremum record 上加锁，locks gap before rec 会省略掉，间隙锁会显示成 lock_mode X，插入意向锁会显示成 lock_mode X insert intention。
INSERT 语句，会尝试获取lock mode S waiting 锁，这是为了检测唯一键是否重复，必须进行一次当前读，要加 S 锁。
INSERT 加锁分几个阶段：先检查唯一键约束，加 S 锁，再加插入意向锁，最后插入成功时升级为 X 锁。
4.站在巨人的肩膀上
参考链接：
MySQL官方团队：https://mysqlserverteam.com/innodb-data-locking-part-3-deadlocks/
MySQL锁官方文档：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html
死锁排查分析：https://www.aneasystone.com/archives/2018/04/solving-dead-locks-four.html
死锁场景罗列：https://github.com/aneasystone/mysql-deadlocks
插入意向锁和Next-Key引起的死锁：https://segmentfault.com/a/1190000019745324
透过源码分析INSERT加锁流程：https://www.aneasystone.com/archives/2018/06/insert-locks-via-mysql-source-code.html