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第15章_锁.pdf · 资料文件 · 语雀

1 锁机制背景

事务有4种特性：原子性、一致性、隔离性和持久性。那么事务的四种特性到底是基于什么机制实现的？

• 事务的隔离性由锁机制+MVCC来实现。
  • 锁机制：用于写写隔离、读写隔离。在数据库中，除传统的计算资源（CPU、RAM、I/O等）的争用外，数据也是一种供多用户共享的资源。为保证数据的一致性，需要对并发操作进行控制 ，因此产生了锁 。同时锁机制也为实现MySQL的各个隔离级别提供了保证。 锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。所以锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。
  • MVCC：用于读写隔离。
• 事务的原子性、一致性、持久性由事务的redo日志和undo日志来保证。

redo日志和undo日志我们上一节已经讲诉了，下面我们通过一步步的推理引入MySQL的锁机制（MVCC在下一节中讲）
首先我们知道并发事务访问相同记录的情况大致可以划分如下3种情况：

引出并发问题

读-读
并发事务相继读取相同的记录。读取操作本身不会对记录有任何影响，所以允许这种情况的发生。
写-写
即并发事务相继对相同的记录做出改动。在这种情况下会发生脏写的问题，任何一种隔离级别都不允许脏写问题的发生。所以在多个未提交事务相继对一条记录做改动时，需要让它们 排队执行 ，这个排队的过程其实是通过锁来实现的。
读-写
读-写或写-读 ，即一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。这种情况下可能发生脏读 、 不可重复读 、 幻读的问题。
实际上在解决读写并存问题的时候，各个数据库厂商对 SQL标准 的支持都是不一样的。比如MySQL在REPEATABLE READ隔离级别上就已经解决了幻读问题。

并发问题的解决方案

怎么解决脏写、脏读 、 不可重复读 、 幻读这些问题呢

• 脏写问题就只有加锁这一种办法。
• 脏读、不可重复读、幻读：MVCC和加锁

1. 读操作利用**多版本并发控制（ MVCC）**，写操作进行**加锁**

MVCC，就是生成一个ReadView，通过ReadView找到符合条件的记录版本（历史版本由undo日志构建)。

• 查操作只能读到在生成ReadView之前已提交事务所做的更改，在生成ReadView之前未提交的事务或者之后才开启的事务所做的更改是看不到的。
• 写操作肯定针对的是最新版本的记录。读记录的历史版本和改动记录的最新版本本身并不冲突，也就是采用MVCC时，读-写操作并不冲突。

具体到MySQL下：普通的SELECT语句在READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下会使用到MVCC读取记录。

• 在READ COMMITTED隔离级别下，一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadView，ReadView的存在本身就保证了事务不可以读取到未提交的事务所做的更改，也就是避免了脏读现象
• 在REPEATABLE READ隔离级别下，一个事务在执行过程中只有第一次执行SELECT操作才会生成一个ReadView，之后的SELECT操作都复用这个ReadView，这样也就避免了不可重复读和幻读的问题。

1. 读、写操作都采用加锁的方式

如果我们的一些业务场景不允许读取记录的旧版本，而是每次都必须去读取记录的最新版本。比如，在银行存款的事务中，你需要先把账户的余额读出来，然后将其加上本次存款的数额，最后再写到数据库中。在将账户余额读取出来后，就不想让别的事务再访问该余额，直到本次存款事务执行完成，其他事务才可以访问账户的余额。这样在读取记录的时候就需要对其进行加锁操作，这样也就意味着读操作和写操作也必须要像写-写操作那样排队执行。

为什么通过加锁就可以解决脏读、不可重复读、幻读问题？ 脏读：产生脏读是因为当前事务读取了另一个未提交事务写的一条记录，如果另一个事务在写记录的时候就给这条记录加锁，那么当前事务就无法继续读取该记录了，所以也就不会有脏读问题的产生了。 不可重复读：产生不可重复读是因为当前事务先读取一条记录，另外一个事务对该记录做了改动之后并提交之后，当前事务再次读取时会获得不同的值，如果在当前事务读取记录时就给该记录加锁，那么另一个事务就无法修改该记录，自然也不会发生不可重复读了。 幻读：产生幻读是因为当前事务读取了一个范围的记录，然后另外的事务向该范围内插入了新记录，当前事务再次读取该范围的记录时发现了新插入的新记录。采用加锁的方式解决幻读问题就有一些麻烦，因为当前事务在第一次读取记录时幻影记录并不存在，所以读取的时候加锁就有点尴尬（因为你并不知道给谁加锁)

1. 小结

• 采用MVCC方式的话，读-写操作彼此并不冲突，性能更高。

• 采用加锁方式的话，读-写操作彼此需要排队执行，影响性能。

  2 锁的概述

• 锁其实是一个内存中的结构 ，在事务执行前本来是没有锁的，也就是说一开始是没有锁结构和数据进行关联的。

• 当一个事务想对这条记录做改动时，首先会看看内存中有没有与这条记录关联的锁结构 ，当没有的时候就会在内存中生成一个锁结构与之关联。
• 当其他事务也想对这条记录做改动，其也会生成一个锁数据结构，而发现这条记录已经有关联了一个锁结构了，就会在锁结构中标记为等待，直到占据了该数据的锁释放了该数据。

小结几种说法：

• 不加锁：不需要在内存中生成对应的锁结构 ，可以直接执行操作。
• 获取锁成功，或者加锁成功：在内存中生成了对应的锁结构 ，而且锁结构的is_waiting 属性为false ，事务可以继续执行操作。
• 获取锁失败，或者加锁失败，或者没有获取到锁：在内存中生成了对应的锁结构 ，不过锁结构的 is_waiting 属性为 true ，也就是事务需要等待，不可以继续执行操作。

锁的分类

• 按对数据的操作类型划分：读锁/共享锁、写锁/排他锁。也是最重要的分类之一。
• 锁粒度划分。是最重要的分类之一
  • 表级别锁：S锁/X锁、意向锁、自增锁、MDL锁
  • 行级锁：Record Locks、Gap Locks、Next-Key Locks、插入意向锁
  • 页级锁
• 对锁的态度划分：悲观锁、乐观锁
• 加锁方式划分：隐式锁、显示锁

• 其他：全局锁、死锁

  锁的内存结构

  我们前边说对一条记录加锁的本质就是在内存中创建一个锁结构与之关联，那么是不是一个事务对多条记录加锁，就要创建多个锁结构呢？如：SELECT *FROM user LOCK IN SHARE MODE;理论上创建多个锁结构没问题，但是如果一个事务要获取1000O条记录的锁，生成10000个锁结构也太崩溃了！所以决定在对不同记录加锁时，如果符合下边这些条件的记录会放到一个锁结构中：

• 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

InnoDB存储引擎中的锁结构如下

存储结构解析

1. 锁所在的事务信息

不论是表锁还是行锁 ，都是在事务执行过程中生成的，哪个事务生成了这个锁结构 ，这里就记录这个事务的信息。此锁所在的事务信息 在内存结构中只是一个指针，通过指针可以找到内存中关于该事务的更多信息。

1. 索引信息

对于行锁来说，需要记录一下加锁的记录是属于哪个索引的。这里也是一个指针。

1. 表锁/行锁信息

表锁结构和行锁结构在这个位置的内容是不同的：

• 表锁：记载着是对哪个表加的锁，还有其他的一些信息。
• 行锁：记载了三个重要的信息
  • Space ID ：记录所在表空间
  • Page Number ：记录所在页号
  • n_bits ：对于行锁来说，一条记录就对应着一个比特位，一个页面中包含很多记录，用不同的比特位来区分到底是哪一条记录加了锁。为此在行锁结构的末尾放置了一堆比特位，这个 n_bits 属性代表使用了多少比特位。

1. type_mode

这是一个32位的数，被分成了 如下三种类型

• lock_mode，锁的模式，占用低4位，可选的值如下
  • LOCK_IS（十进制的 0 ）：表示共享意向锁，也就是 IS锁 。
  • LOCK_IX （十进制的 1 ）：表示独占意向锁，也就是 IX锁 。
  • LOCK_S （十进制的 2 ）：表示共享锁，也就是 S锁 。
  • LOCK_X （十进制的 3 ）：表示独占锁，也就是 X锁 。
  • LOCK_AUTO_INC （十进制的 4 ）：表示 AUTO-INC锁 。

说明：在InnoDB存储引擎中，LOCK_IS，LOCK_IX，LOCK_AUTO_INC都算是表级锁的模式，LOCK_S和LOCK_X既可以算是表级锁的模式，也可以是行级锁的模式。

• lock_type，锁的类型，占用第5～8位，不过现阶段只有第5位和第6位被使用
  • LOCK_TABLE （十进制的 16 ），也就是当第5个比特位置为1时，表示表级锁。
  • LOCK_REC （十进制的 32 ），也就是当第6个比特位置为1时，表示行级锁。
• rec_lock_type ，行锁的具体类型。使用剩余位来表示。只有在lock_type的值为LOCK_REC 时，也就是只有在该锁为行级锁时，才会被细分为更多的类型：
  • LOCK_ORDINARY （十进制的 0 ）：表示 next-key锁 。
  • LOCK_GAP （十进制的 512 ）：也就是当第10个比特位置为1时，表示 gap锁 。
  • LOCK_REC_NOT_GAP （十进制的 1024 ）：也就是当第11个比特位置为1时，表示正经记录锁 。
  • LOCK_INSERT_INTENTION （十进制的 2048 ）：也就是当第12个比特位置为1时，表示插入意向锁。
  • s_waiting 属性：当第9个比特位置为 1 时，表示 is_waiting 为 true ，也就是当前事务尚未获取到锁，处在等待状态；当这个比特位为 0 时，表示 is_waiting 为false ，也就是当前事务获取锁成功。

三个部分示意图如下

1. 其他信息

为了更好的管理系统运行过程中生成的各种锁结构而设计了各种哈希表和链表。

1. 一堆比特位

   锁的监控

   innodb_row_lock
   关于MySQL锁的监控，可以通过检查mysql> show status like 'innodb_row_lock%';状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况
   对各个状态量的说明如下：

• Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量；
• Innodb_row_lock_time ：从系统启动到现在锁定总时间长度；（等待总时长）
• Innodb_row_lock_time_avg ：每次等待所花平均时间；（等待平均时长）
• Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间
• Innodb_row_lock_waits：系统启动后到现在总共等待的次数（等待总次数）

information_schema库
MySQL把事务和锁的信息记录在了如下库表中

• 5.7及之前：涉及到的三张表分别是information_schema.INNODB_TRX、information_schema.INNODB_LOCKS和information_schema.INNODB_LOCK_WAITS 。
  • information_schema.INNODB_LOCKS只能看到阻塞事务的锁；如果事务并未被阻塞，则在该表中看不到该事务的锁情况。

• 8.0之后：涉及到的三张表分别是information_schema.INNODB_TRX、performance_schema.data_locks和performance_schema.data_lock_waits 。

  • 查看被锁阻塞的sql语句：select * from information_schema.INNODB_TRX\G;
  • 查看锁的情况：select * from performance_schema.data_locks\G;和MySQL5.7及之前不同，performance_schema.data_locks不但可以看到阻塞该事务的锁，还可以看到该事务所持有的锁。
  • 查询锁等待情况：select * from performance_schema.data_lock_waits

    4 功能：读锁&写锁

    划分维度：读锁和写锁时从数据操作的类型来划分的。

    锁的介绍（S锁或X锁）

    对于数据库中并发事务的读-读情况并不会引起什么问题，对于写写、读-写或写-读这些情况可能会引起一些问题，需要使用MVCC或者加锁的方式来解决它们。
    在使用加锁的方式解决问题时，由于既要允许读-读情况不受影响，又要使写-写、读-写或写-读情况中的操作相互阻塞，所以MySQL实现一个由两种类型的锁组成的锁系统来解决。这两种类型的锁通常被称为共享锁(Shared Lock，S Lock)和排他锁（Exclusive Lock，X Lock)，也叫读锁(readlock)和写锁(writelock)。

• 读锁：也称为共享锁，用S表示。针对同一份数据，多个事务的读操作可以同时进行而不会互相影响，相互不阻塞的。

• 写锁︰也称为排他锁，用X表示。当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁。这样就能确保在给定的时间里，只有一个事务能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的同一资源。

  举例（行级读写锁）︰如果一个事务T1已经获得了某个行r的读锁，那么此时另外的一个事务T2是可以去获得这个行r的读锁的，因为读取操作并没有改变行r的数据;但是，如果某个事务T3想获得行r的写锁，则它必须等待事务T1、T2释放掉行r上的读锁才行。

总结：这里的兼容是指对同一张表或记录的锁的兼容性情况。对于InnoDB引擎来说，读锁和写锁可以加在表上，也可以加在行上。

具体应用：读操作用锁（S锁或X锁）

在采用加锁方式解决脏读、不可重复读、幻读这些问题时，读取一条记录时需要获取该记录的S锁。其实这是不严谨的，有时候需要在读取记录时就获取记录的X锁，来禁止别的事务读写该记录，为此MySQL提出了两种比较特殊的SELECT语句格式：
对读取的记录加S锁

SELECT … LOCK IN SHARE MODE; SELECT … FOR SHARE; //MySQL8.0新增语法

在普通的SELECT语句后边加LOCK IN SHARE MODE，如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加s锁，这样允许别的事务继续获取这些记录的s锁(比方说别的事务也使用SELECT … LOCK IN SHAREMODE语句来读取这些记录)，但是不能获取这些记录的X锁(比如使用SELECT … FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录)。如果别的事务想要获取这些记录的X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的S锁释放掉。
对读取的记录加X锁

SELECT … FOR UPDATE;

在普通的SELECT语句后边加FOR UPDATE，如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加X锁。这样既不允许别的事务获取这些记录的S锁(比方说别的事务使用SELECT … LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录)，也不允许获取这些记录的X锁(比如使用SELECT … FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录)。如果别的事务想要获取这些记录的s锁或者x锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的X锁释放掉。
扩展：MySQL8.0新特性
在5.7及之前的版本，获取S或X锁时，如果获取不到锁，会一直等待，直到innodb_lock_wait_timeout超时。在8.0版本中，SELECT …FOR UPDATE，SELECT… FOR SHARE添加NOWAIT 、 SKIP LOCKED语法，跳过锁等待，或者跳过锁定。如果查询的行已经加锁。那么NOWAIT会立即报错返回，而SKIP LOCKED也会立即返回，只是返回的结果中不包含被锁定的行。
案例：用MySQL实现秒杀功能
特别注意：select .. for update语句执行过程中所有扫描到的行都会被锁上，因此在MySQL中用悲观锁必须确定使用了索引，而不是全表扫描，否则将会把整个表锁住。

//开启事务
begin transaction;
//第1步:查出商品库存(查询的时候就要加排他锁，这样其他人就不能获得X锁了，也不能获得S锁，因为如果第三方能获得S锁，那么也会出现问题)
select quantity from items where id = 1001 for update;//id要加索引
//第2步:如果库存大于0．则根据商品信息生产订单
insert into orders (item_id) values (1001);
//第3步:修改商品的库存，num表示购买数量
update items set quantity = quantity-num where id = 1001;
//提交事务
commit;

具体应用：写操作用锁（X锁）

写操作只能获取X锁，平常所用到的写操作无非是DELETE、UPDATE、INSERT这三种：

• DELETE：对一条记录做DELETE操作的过程其实是先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取这条记录的X锁，再执行delete mark 操作。我们也可以把这个定位待删除记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。即：X锁。
• UPDATE∶在对一条记录做UPDATE操作时分为三种情况
  • 情况1：未修改该记录的键值，并且被更新的列占用的存储空间在修改前后未发生变化。此种情况先在B+树中定位到这条记录的位置，然后再获取一下记录的X锁，最后在原记录的位置进行修改操作。我们也可以把这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。即：X锁。
  • 情况2∶未修改该记录的键值，并且至少有一个被更新的列占用的存储空间在修改前后发生变化。此种情况则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取一下记录的X锁，将该记录彻底删除掉（就是把记录彻底移入垃圾链表)，最后再插入一条新记录。这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读，新插入的记录由INSERT操作提供的隐式锁进行保护。即：X锁+隐式锁。
  • 情况3∶修改了该记录的键值，则相当于在原记录上做DELETE 操作之后再来一次INSERT操作，加锁操作就需要按照 DELETE和INSERT的规则进行了。即：X锁+隐式锁。

• INSERT：一般情况下，新插入一条记录的操作并不加锁，通过一种称之为隐式锁的结构来保护这条新插入的记录在本事务提交前不被别的事务访问。即：隐式锁。

  5 粒度：表锁&页锁&行锁

  划分维度：表锁，页锁和行锁是从数据的操作粒度划分的。
  为了尽可能提高数据库的并发度，每次锁定的数据范围越小越好，理论上每次只锁定当前操作的数据的方案会得到最大的并发度，但是管理锁是很耗资源的事情（涉及获取、检查、释放锁等动作)。因此数据库系统需要在高并发响应和系统性能两方面进行平衡，这样就产生了“锁粒度〈Lock granularity)”的概念。
  对一条记录加锁影响的也只是这条记录而已，我们就说这个锁的粒度比较细。其实一个事务也可以在表级别进行加锁，自然就被称之为表级锁或者表锁，对一个表加锁影响整个表中的记录，我们就说这个锁的粒度比较粗。锁的粒度主要分为表级锁、页级锁和行锁。

  表锁（Table Lock）

  该锁会锁定整张表，它是MySQL中最基本的锁策略，并不依赖于存储引擎(不管你是MySQL的什么存储引擎，对于表锁的策略都是一样的)，并且表锁是开销最小的策略（因为粒度比较大）。由于表级锁一次会将整个表锁定，所以可以很好的避免死锁问题。当然，锁的粒度大所带来最大的负面影响就是出现锁资源争用的概率也会最高，导致并发率大打折扣。

  表级别的S锁、X锁

• MyISAM在执行查询SELECT语句前，会给涉及的所有表加读锁，在执行增删改操作前，会给涉及的表加写锁。MyISAM的表级锁有两种模式：表共享读锁(Table Read Lock)、表独占写锁(Table Write Lock)。

• InnoDB存储引擎是不会为这个表添加表级别的读锁或者写锁的（但是其也支持表锁功能的，实际落地使用的MDL锁或意向锁）。

  扩展1：InnoDB下的表级锁 一般情况下，不会使用InnoDB存储引擎提供的表级别的S锁和X锁。只会在一些特殊情况下，比方说崩溃恢复过程中用到。比如，在系统变量autocommit=0， innodb_table_locks = 1时，手动获取InnoDB存储引擎提供的表t的S锁或者x锁可以这么写：

  • LOCK TABLES t READ： InnoDB存储引擎会对表t加表级别的S锁
  • LOCK TABLES t WRITE : InnoDB存储引擎会对表t加表级别的X锁

  应该尽量避免在使用InnoDB存储引擎的表上使用LOCK TABLES这样的手动锁表语句，它们并不会提供什么额外的保护，只是会降低并发能力而已。InnoDB的厉害之处还是实现了更细粒度的 行锁，关于InnoDB表级别的S锁和X锁大家了解一下就可以了。 扩展2：在对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时，InnoDB存储引擎是不会为这个表添加表级别的S锁或者X锁的。但我们发现在对某个表执行一些诸如ALTER TABLE、DROP TABLE这类的DDL语句时，其他事务对这个表并发执行诸如SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE的语句会发生阻塞。同理，某个事务中对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时，在其他会话中对这个表执行DDL语句也会发生阻塞。这个过程其实是通过在server层使用一种称之为元数据锁(英文名: Metadata Locks，简称MDL）结构来实现的。

意向锁（Intention锁）

意向锁要解决的问题
现在有两个事务，分别是T1和T2，其中T2试图在该表级别上应用共享或排它锁，如果没有意向锁存在，那么T2就需要去检查各个页或行是否存在锁；如果存在意向锁，那么此时就会受到由T1控制的表级别意向锁的阻塞。T2在锁定该表前不必检查各个页或行锁，而只需检查表上的意向锁。简单来说就是给更大一级别的空间示意里面是否已经上过锁。
在数据表的场景中，如果我们给某一行数据加上了排它锁，数据库会自动给更大一级的空间（比如数据页或数据表）加上意向锁，告诉其他人这个数据页或数据表已经有人上过排它锁了，这样当其他人想要获取数据表排它锁的时候，只需要了解是否有人已经获取了这个数据表的意向排他锁即可。

• 如果事务想要获得数据表中某些行记录的共享锁，就需要在数据表上添加意向共享锁。
• 如果事务想要获得数据表中某些行记录的排他锁，就需要在数据表上添加意向排他锁。

这时，意向锁会告诉其他事务已经有人锁定了表中的某些记录。
概念
InnoDB支持多粒度锁（multiple granularity locking），它允许行级锁与表级锁共存，而意向锁就是其中的一种表锁。

1. 意向锁的存在是为了协调行锁和表锁的关系，支持多粒度（表锁与行锁）的锁并存，表明“某个事务正在某些行持有了锁或该事务准备去持有某个行锁”。
2. 需要特别注明的是：意向锁是由InnoDB存储引擎自己维护的，用户无法手动操作意向锁，在为数据行加共享/排他锁之前，InooDB会先获取该数据行所在数据表的对应意向锁
3. 分类
   • 意向共享锁（intention shared lock，IS）︰事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）。
   • 意向排他锁（intention exclusive lock，lX)︰事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁)。
4. 意向锁的兼容问题
   • 意向锁与意向锁之间是互相兼容的。
   • 意向锁IX，IS是表级锁，不会和行级的X，S锁发生冲突。只会和表级的X，S发生冲突。意向锁是一种不与行级锁冲突表级锁，这一点非常重要。这点也是InnoDB可以实现行锁控制的关键之一。试想如果意向锁和行锁之间不能兼容，那么事务A上了意向表锁，事务B就不能上了，那么就无法访问具体的的行，行访问就无从谈起了）。 | | 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 | | 共享表锁（S) | 兼容 | 互斥 | | 排他表锁（X） | 互斥 | 互斥 | | 共享行锁 | 兼容 | 兼容 | | 排他行锁 | 兼容 | 兼容 |

案例
案例1：对行数据加共享锁。

begin; select user from user where userid=1 lock in share mode; 判断逻辑：

• 准备加锁时判断：因为行锁和意向锁不会冲突，所以这里不用看表是否已经有了意向锁。直接判断该行是否有X锁即可，如果已经有加互斥锁了，则阻塞等待。
• 阻塞唤醒后：在阻塞被唤醒后，InnoDB会在该行的上一级单元先加上意向共享锁IS（用于下次有新事务直接对表进行访问时判断），然后对该行加上S锁。

案例2：对行数据加排他锁

begin; select user from user where userid=1 for update; 判断逻辑：

• 准备加锁时判断：因为行锁和意向锁不会冲突，所以这里不用看表是否已经有了意向锁。直接判断该行是否有加S或X锁即可，如果已经有加互斥锁了，则阻塞等待。
• 阻塞唤醒后：在阻塞被唤醒后，InnoDB会在该行的上一级单元先加上意向排他锁IX（用于下次有新事务直接对表进行访问时判断），然后对该行加上X锁。

////////意向锁主要用于：将要获取行锁前，加在该行所在的表。
案例3：对表数据加共享锁。

begin; select user from user lock in share mode; 判断逻辑：

• 准备加锁时判断：因为表锁和意向锁可能会存在冲突，所以这里先看表是否已经加了IX意向排他锁，如果加了则阻塞等待。
• 阻塞唤醒后：在阻塞被唤醒后，InnoDB加表锁。

案例4：对表数据加排他锁

begin; select user from user for update; 判断逻辑：

• 准备加锁时判断：因为表锁和意向锁可能会存在冲突，所以这里先看表是否已经加了IX意向排他锁和IS意向共享锁，如果加了则阻塞等待。
• 阻塞唤醒后：在阻塞被唤醒后，InnoDB将表锁。

自增锁（AUTO-INC锁）

在使用MySQL过程中，我们可以为表的某个列添加AUTO_INCREMENT属性。
eg：CREATE TABLE teacher (id int NOT NULL AUTO_INCREMENT) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_0900_ai_ci;

数据插入的方式

1. Simple inserts（简单插入）

可以预先确定要插入的行数的语句。包括没有嵌套子查询的单行和多行INSERT...VALUES() 和 REPLACE 语句。

1. Bulk inserts（批量插入）

事先不知道要插入的行数 （和所需自动递增值的数量）的语句。比如INSERT ... SELECT 、REPLACE...SELECT和LOAD DATA 语句，但不包括纯INSERT。 InnoDB在每处理一行，为AUTO_INCREMENT列分配一个新值。

1. Mixed-mode inserts （混合模式插入）

这些是Simple inserts语句但是指定部分新行的自动递增值。例如INSERT INTO teacher (id,name) VALUES (1,'a'), (NULL,'b'), (5,'c'), (NULL,'d');
对于上面数据插入的案例，MySQL中采用了自增锁的方式来实现，AUTO-INC锁是当向使用含有AUTO_INCREMENT列的表中插入数据时需要获取的一种特殊的表级锁，在执行插入语句时就在表级别加一个AUTO-INC锁，然后为每条待插入记录的AUTO_INCREMENT修饰的列分配递增的值，在该语句执行结束后，再把AUTO-INC锁释放掉。
一个事务在持有AUTO-INC锁的过程中，其他事务的插入语句都要被阻塞，可以保证一个语句中分配的递增值是连续的。也正因为此，其并发性显然并不高，当我们向一个有AUTO_INCREMENT关键字的主键插入值的时候，每条语句都要对这个表锁进行竞争，这样的并发潜力其实是很低下的，所以innodb通过innodb_autoinc_lock_mode的不同取值来提供不同的锁定机制，来显著提高SQL语句的可伸缩性和性能。

innodb_autoinc_lock_mode有不同的值，分别对应不同的锁定模式

1. innodb_autoinc_lock_mode = 0(“传统”锁定模式)

在此锁定模式下，所有类型的insert语句都会获得一个特殊的表级AUTO-INC锁，用于插入具有AUTO_INCREMENT列的表。这种模式其实就如我们上面的例子，即每当执行insert的时候，都会得到一个表级锁(AUTO-INC锁)，使得语句中生成的auto_increment为顺序，且在binlog中重放的时候，可以保证master与slave中数据的auto_increment是相同的。因为是表级锁，当在同一时间多个事务中执行insert的时候，对于AUTO-INC锁的争夺会限制并发能力。

1. innodb_autoinc_lock_mode = 1(“连续”锁定模式)

在 MySQL 8.0 之前，连续锁定模式是默认的。在这个模式下

• 对于bulk inserts批量插入仍然使用AUTO-INC表级锁，并保持到语句结束。这适用于所有INSERT ...SELECT，REPLACE ... SELECT和LOAD DATA语句。同一时刻只有一个语句可以持有AUTO-INC锁。
• 对于Simple inserts简单插入，则通过在 mutex（轻量锁） 的控制下获得所需数量的自动递增值来避免表级AUTO-INC锁， 它只在分配过程的持续时间内保持，而不是直到语句完成。不使用表级AUTO-INC锁，除非AUTO-INC锁由另一个事务保持。如果另一个事务保持AUTO-INC锁，则Simple inserts等待AUTO-INC锁，如同它是一个bulk inserts。
• 举例：简单插入100条数据，系统知道了你要插入100条，那就先获取到Auto_INC锁，申请到了100个ID，然后就可以释放Auto_INC锁，然后慢慢执行插入操作。后面的其他事务就是上次的ID+100后开始申请新的ID。而如果是复杂插入，因为系统不知道要插入多少条记录，所以必须把锁持续到插入完成，即保持到插入语句结束。

1. innodb_autoinc_lock_mode = 2(“交错”锁定模式)

从 MySQL 8.0 开始，交错锁模式是 默认 设置。在此锁定模式下，自动递增值保证在所有并发执行的所有类型的insert语句中是唯一且单调递增的。但是，由于多个语句可以同时生成数字（即，跨语句交叉编号），为任何给定语句插入的行生成的值可能不是连续的。
在这种锁定模式下，所有类INSERT语句都不会使用表级AUTO-INC锁，并且可以同时执行多个语句。这是最快和最可扩展的锁定模式，但是当使用基于语句的复制或恢复方案时，从二进制binlog日志重播SQL语句时，这是不安全的。

元数据锁（MDL锁）

MySQL5.5引入了meta data lock，简称MDL锁，属于表锁范畴。MDL的作用是：保证读写的正确性。比如，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，增加了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。

• 当对一个表做增删改查操作的时候，加MDL读锁(不需要显式加，会被自动加上)：读锁之间不互斥，因此可以有多个线程同时对一张表增删改查（具体的对数据的管控再由其他锁来控制）。
• 当要对表做结构变更操作的时候，加MDL写锁(不需要显式加，会被自动加上)：读写锁/写锁之间是互斥的，用来保证变更表结构操作的安全性，解决了DML和DDL操作之间的一致性问题。

  行锁（Row Lock）

  行锁（Row Lock）也称为记录锁，顾名思义，就是锁住某一行（某条记录row)。

1. MySQL服务器层并没有实现行锁机制，行级锁只在存储引擎层实现。
   • MyISAM不支持表锁，所以我们这里讨论的都是InnoDB下的行锁机制。
   • InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务(TRANSACTION)﹔二是采用了行级锁。
2. 优点：锁定粒度小，发生锁冲突概率低，可以实现的并发度高；缺点：对于锁的开销比较大（锁会比较多），加锁会比较慢，容易出现死锁情况。

   记录锁（Record Locks）

   记录锁也就是仅仅把一条记录锁上，官方的类型名称为： LOCK_REC_NOT_GAP 。
   记录锁是有S锁和X锁之分的，称之为 S型记录锁 和 X型记录锁 。

• 当一个事务获取了一条记录的S型记录锁后，其他事务也可以继续获取该记录的S型记录锁，但不可以继续获取X型记录锁；
  • 单纯的SELECT，如select * from users where id=1;，不会加读锁，而是会使用MVCC版本控制，除非使用for update等语句手动加锁。详见上方读锁&写锁一节。
• 当一个事务获取了一条记录的X型记录锁后，其他事务既不可以继续获取该记录的S型记录锁，也不可以继续获取X型记录锁。详见上方读锁&写锁一节。
  • 单纯的UPDATE语句，如update user set age=1 where id=8;，会自动加上X锁和隐式锁。
  • 单纯的INSERT语句，会自动加上隐式锁。
  • 单纯的DELETE语句，会自动加上X锁。

间隙锁（Gap Locks）

概述
MySQL在REPEATABLE READ隔离级别下是可以解决幻读问题的，解决方案有两种：可以使用WVCC方案解决，也可以采用加锁方案解决。但是在使用加锁方案解决时有个大问题，就是事务在第一次执行读取操作时，那些幻影记录尚不存在，我们无法给这些幻影记录加上记录锁。InnoDB提出了一种称之为Gap Locks的锁，官方的类型名称为LOCK_GAP，我们可以简称为gap锁。
间隙锁要在索引上加，如果不在索引上加，会导致全表扫描，那这样整个表就被锁住了。
note：间隙锁的提出仅仅是为了防止插入幻影记录而提出的，间隙锁有可能导致死锁的发生。
案例

死锁的发生

• 事务Aselect * from student where id = 5 lock in share mode;事务Bselect * from student where id = 5 for update;两个事务同时开始3~8的间隙锁。
• 事务Ainsert into 6，此时被卡住，事务Binsert into 7也被卡住，死锁发生。

临键锁（Next-Key Locks）

有时候我们既想锁住某条记录 ，又想阻止其他事务在该记录前边的间隙插入新记录 ，所以InnoDB就提出了一种称之为Next-Key Locks的锁，官方的类型名称为LOCK_ORDINARY ，我们也可以简称为next-key锁。

• next-key锁的本质就是一个记录锁和一个gap锁的合体，它既能保护该条记录，又能阻止别的事务将新记录插入被保护记录前边的间隙。
• next-key Locks是在innodb存储引擎、事务级别在可重复读的情况下使用的数据库锁，innodb下使用select查询加锁默认的锁就是Next-Key locks。

案例

插入意向锁（Insert Intention Locks）

我们说一个事务在插入一条记录时需要判断一下插入位置是不是被别的事务加了 gap锁 （ next-key锁也包含 gap锁 ），如果有的话，插入操作需要等待，直到拥有gap锁的那个事务提交。但是InnoDB规定事务在等待的时候也需要在内存中生成一个锁结构，表明有事务想在某个间隙中插入新记录，但是现在在等待。InnoDB就把这种类型的锁命名为Insert Intention Locks ，官方的类型名称为：LOCK_INSERT_INTENTION ，我们称为插入意向锁 。插入意向锁是一种 Gap锁 ，不是意向锁，在insert操作时产生。
插入意向锁是在插入一条记录行前，由INSERT 操作产生的一种间隙锁。该锁用以表示插入意向，当多个事务在同一区间（gap）插入位置不同的多条数据时，事务之间不需要互相等待。假设存在两条值分别为4和7的记录，两个不同的事务分别试图插入值为5和6的两条记录，每个事务在获取插入行上独占的(排他）锁前，都会获取(4，7)之间的间隙锁，但是因为数据行之间并不冲突，所以两个事务之间并不会产生冲突（阻塞等待)。总结来说，插入意向锁的特性可以分成两部分：

• 插入意向锁是一种特殊的间隙锁。间隙锁可以锁定开区间内的部分记录。
• 插入意向锁之间互不排斥，所以即使多个事务在同一区间插入多条记录，只要记录本身(主键、唯一索引)不冲突，那么事务之间就不会出现冲突等待。

注意，虽然插入意向锁中含有意向锁三个字，但是它并不属于意向锁而属于间隙锁，因为意向锁是表锁而插入意向锁是行锁。
案例

页锁

页锁就是在页的粒度上进行锁定，锁定的数据资源比行锁要多，因为一个页中可以有多个行记录。当我们使用页锁的时候，会出现数据浪费的现象，但这样的浪费最多也就是一个页上的数据行。页锁的开销介于表锁和行锁之间，操作不当可能会出现死锁。锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般。
每个层级的锁数量是有限制的，因为锁会占用内存空间，锁空间的大小是有限的。当某个层级的锁数量超过了这个层级的阈值时，就会进行锁升级。锁升级就是用更大粒度的锁替代多个更小粒度的锁，比如InnoDB中行锁升级为表锁，这样做的好处是占用的锁空间降低了，但同时数据的并发度也下降了。

6 思想：悲观锁&乐观锁

划分维度：从对待锁的态度来看锁的话，可以将锁分成乐观锁和悲观锁，从名字中也可以看出这两种锁是两种看待数据并发的思维方式。
需要注意的是，乐观锁和悲观锁并不是锁，而是锁的设计思想。

悲观锁（Pessimistic Locking）

悲观锁是一种思想，顾名思义，就是很悲观，对数据被其他事务的修改持保守态度，会通过数据库自身的锁机制来实现，从而保证数据操作的排它性。
悲观锁总是假设最坏的情况，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会阻塞直到它拿到锁（共享资源每次只给一个线程使用，其它线程阻塞，用完后再把资源转让给其它线程）。比如行锁，表锁等，读锁，写锁等，都是在做操作之前先上锁，当其他线程想要访问数据时，都需要阻塞挂起。Java中 synchronized 和 ReentrantLock 等独占锁就是悲观锁思想的实现。
select * from user for update就是典型的悲观锁。
悲观锁不适用的场景较多，它存在一些不足，因为悲观锁大多数情况下依靠数据库的锁机制来实现，以保证程序的并发访问性，同时这样对数据库性能开销影响也很大，特别是长事务而言，这样的开销往往无法承受，这时就需要乐观锁。
案例演示：秒杀商品悲观锁实现

//开启事务
begin transaction;
//第1步:查出商品库存(查询的时候就要加排他锁，这样其他人就不能获得X锁了，也不能获得S锁，因为如果第三方能获得S锁，那么也会出现问题)
select quantity from items where id = 1001 for update;//id要加索引
//第2步:如果库存大于0．则根据商品信息生产订单
insert into orders (item_id) values (1001);
//第3步:修改商品的库存，num表示购买数量
update items set quantity = quantity-num where id = 1001;
//提交事务
commit;

乐观锁（Optimistic Locking）

乐观锁认为对同一数据的并发操作不会总发生，属于小概率事件，不用每次都对数据上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，也就是不采用数据库自身的锁机制，而是通过程序来实现。在程序上，我们可以采用版本号机制或者CAS机制实现。乐观锁适用于多读的应用类型，这样可以提高吞吐量。在Java中 java.util.concurreht.atomic包下的原子变量类就是使用了乐观锁（CAS）实现的。
乐观锁的版本号机制
在表中设计一个版本字段 version ，第一次读的时候，会获取 version 字段的取值。然后对数据进行更新或删除操作时，会执行UPDATE ... SET version=version+1 WHERE version=version 。此时如果已经有事务对这条数据进行了更改，修改就不会成功。
乐观锁的时间戳机制
时间戳和版本号机制一样，也是在更新提交的时候，将当前数据的时间戳和更新之前取得的时间戳进行比较，如果两者一致则更新成功，否则就是版本冲突。你能看到乐观锁就是程序员自己控制数据并发操作的权限，基本是通过给数据行增加一个戳（版本号或者时间戳），从而证明当前拿到的数据是否最新。
案例演示：秒杀商品乐观锁实现

//第1步:查出商品库存
select quantity from items where id = 1001;
#第2步:如果库存大于0，则根据商品信息生产订单
insert into orders (item_id）values (1001);
#第3步:修改商品的库存，num表示购买数量
update items set quantity = quantity-num , version = version+1 where id = 1001 and version = #{version};

应用场景对比

从这两种锁的设计思想中，我们总结一下乐观锁和悲观锁的适用场景：

1. 乐观锁适合读操作多的场景，相对来说写的操作比较少。它的优点在于程序实现 ，不存在死锁问题，不过适用场景也会相对乐观，因为它阻止不了除了程序以外的数据库操作。
2. 悲观锁 适合 写操作多 的场景，因为写的操作具有排它性 。采用悲观锁的方式，可以在数据库层面阻止其他事务对该数据的操作权限，防止 读-写 和 写-写的冲突。

7 加锁方式：隐式锁&显示锁

隐式锁

隐式锁主要用于INSERT插入行为，核心目的就是为了解决在事务A里面INSERT了一条数据但是事务还没提交，此时事务B想要访问事务A刚插入的这条记录的问题。下面，我们层层进行推导：
一个事务在执行INSERT操作时，如果即将插入的间隙已经被其他事务加了gap间隙锁，那么本次INSERT操作会阻塞，并且当前事务会在该间隙上加一个插入意向锁，否则一般情况下INSERT操作是不加锁的（也没办法加锁）。那么问题来了，如果一个事务A首先插入了一条记录（此时并没有在内存生产与该记录关联的锁结构），然后该事务还没有提交，此时另一个事务B：

• 立即使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句读取这条记录，也就是要获取这条记录的S锁，或者使用SELECT ... FOR UPDATE语句读取这条记录，也就是要获取这条记录的X锁，怎么处理？如果允许这种情况的发生，那么可能产生脏读问题（因为事务A还没有提交）。
• 立即修改这条记录，也就是要获取这条记录的X锁，怎么处理？如果允许这种情况的发生，那么可能产生脏写问题（还是因为事务A还没有提交）。

显而易见，上面的情况都是不允许发生的，这时候解决这个问题，我们前边提过的事务id就可以起作用了。我们把聚簇索引和二级索引中的记录分开看一下：

• 情景一：对于聚簇索引记录来说，有一个trx_id隐藏列，该隐藏列记录着最后改动该记录的事务id。那么如果在事务A中新插入一条聚簇索引记录后，该记录的trx_id隐藏列代表的的就是当前事务A的事务id ，如果事务B此时想对该记录添加s锁或者X锁时，首先会看一下该记录的trx_id隐藏列代表的事务A是含是否是当前的活跃事务，如果是的话，那么就帮助事务A创建一个X锁（也就是为当前事务A创建一个锁结构，is_waiting属性是false )，然后自己进入等待状态（为自己也创建一个锁结构，is_waiting属性是true )。//进一步证明了锁就是一个内存中的数据结构，并发数据指向该数据结构即为锁的并发。
• 情景二：对于二级索引记录来说，本身并没有trx_id隐藏列，但是在二级索引页面的Page Header部分有一个PAGE_MAX_TRX_ID属性，该属性代表对该页面做改动的最大的事务id，如果PAGE_MAX_TRX_ID属性值小于当前最小的活跃事务id，那么说明对该页面做修改的事务都已经提交了，否则就需要在页面中定位到对应的二级索引记录，然后回表找到它对应的聚簇索引记录，然后再重复情景一的做法。

总结：一个事务对新插入的记录可以不显式的加锁（即生成一个锁结构)，但是由于事务id的存在，相当于加了个隐式锁。别的事务在对这条记录加S锁或者X锁时，由于隐式锁的存在，在满足条件的情况下会先帮助当前事务生成一个锁结构然后自己再生成一个锁结构后进入等待状态。隐式锁是一种延迟加锁的机制，从而来减少加锁的数量。

显示锁

通过特定的语句进行加锁，我们一般称之为显示加锁。如：

• 显示加共享锁：select .... lock in share mode

显示加排它锁：select .... for update

8 其他锁

全局锁

全局锁就是对整个数据库实例加锁。当需要让整个库处于只读状态的时候，可以使用这个命令，之后其他线程的以下语句会被阻塞：数据更新语句（数据的增删改)、数据定义语句(包括建表、修改表结构等）和更新类事务的提交语句。全局锁的典型使用场景是：做全库逻辑备份。指令：Flush tables with read lock;

死锁

死锁是指两个或多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环。死锁示例：

当出现死锁以后，有两种策略 ：

• 一种策略是，直接进入等待，直到超时。这个超时时间可以通过参数innodb_lock_wait_timeout来设置。
• 另一种策略是，发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务（将持有最少行级排他锁的事务进行回滚），让其他事务得以继续执行。将参数innodb_deadlock_detect 设置为on ，表示开启这个逻辑，默认是开启的show variables like '%innodb_deadlock_detect%';//值为on。

如何避免死锁

• 合理设计索引，使业务SQL尽可能通过索引定位更少的行，减少锁竞争。
• 调整业务逻辑SQL执行顺序，避免update/delete长时间持有锁的SQL在事务前面。
• 避免大事务，尽量将大事务拆成多个小事务来处理，小事务缩短锁定资源的时间，发生锁冲突的几率也更小。
• 在并发比较高的系统中，不要显式加锁，特别是是在事务里显式加锁。如select … for update 语句，如果是在事务里运行了start transaction或设置了autocommit等于0（即关闭事务自动提交），那么就会锁定所查找到的记录直到事务提交。
• 降低隔离级别。如果业务允许，将隔离级别调低也是较好的选择，比如将隔离级别从RR调整为RC，可以避免掉很多因为gap锁造成的死锁。