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7-4. 锁介绍

Victor Da V约 15107 字

相关信息

锁分为主动使用和被动使用，大多数情况下锁都会被动的被使用

〇. 锁概述

事务的隔离性是由锁来实现的。

在数据库中，除传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。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。

1. MySQL的并发情况

当多个事务同时访相同的数据时，可能引发：脏写 、脏读 、不可重复读 、幻读等隔离性问题。

并发的情况一共有三种

  • 并发读
  • 并发读和写
  • 并发写

2. 并发读

即并发事务相继 读取相同的记录。

读取操作本身不会对记录有任何影响，并不会引起什么问题，所以允许这种情况的发生。

不用考虑并发读问题，并发读只会引发性能问题，不会出现数据问题。

3. 并发读和写

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。

4. 并发写

即并发事务相继对相同的记录做出改动

在并发写的情况下会发生脏写的问题，任何一种隔离级别都不允许这种问题的发生。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。

这个所谓的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记录进行关联的

5. 锁结构

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记录进行关联的

当一个事务想对一条记录做改动时，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。

比如，事务 T1 要对这条记录做改动，就需要生成一个锁结构与之关联，在锁结构里有很多信息，为了简化理解只把两个比较重要的属性拿了出来

  • trx信息：代表这个锁结构是哪个事务生成的。
  • is_waiting：代表当前事务是否在等待。
7-4-1
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6. 加锁的过程

当事务T1改动了这条记录后，就生成了一个锁结构与该记录关联，因为之前没有别的事务为这条记录加锁，所以is_waiting 属性就是false，我们把这个场景就称之为获取锁成功，或者加锁成功，然后就可以继续执行操作了。

在事务T1提交之前，另一个事务T2也想对该记录做改动，那么先看看有没有锁结构与这条记录关联，发现有一个锁结构与之关联后，然后也生成了一个锁结构与这条记录关联，不过锁结构的is_waiting属性值为true，表示当前事务需要等待，我们把这个场易就称之为获取锁失败，或者加锁失败。

在事务T1提交之后，就会把该事务生成的锁结构释放掉，然后看看还有没有别的事务在等待获取锁，发现了事务T2还在等待获取锁，于是把事务T2对应的锁结构的is_waiting属性设置为false，然后把该事务对应的线程唤醒。让它继续执行，此时事务T2就算获取到锁了。效果图就是这样:

7-4-2
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总结：

  • 不加锁：意思就是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：意思就是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 ，也就是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：意思就是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。

7. 加锁的方案

加锁是用来解决 脏读、不可重复读、幻读这些问题的。

有两种加锁的方案来解决这些问题

7.1 方案1：写操作加锁

只对写操作加锁，读操作利用多版本并发控制（MVCC）。

所谓的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)。查询语句只能读到在生成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。而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。

  • 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。
7.2 方案2：读写都加锁

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像写-写操作那样排队执行。

  • 脏读的产生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。
  • 不可重复读的产生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。
  • 幻读问题的产生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）。
7.3 方案对比
  • 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。

普通业务采用MVCC就可以，对于特殊业务就必须使用加锁了。

8. 锁的分类

7-4-10
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  • 对数据的操作类型划分
    • 读锁/共享锁
    • 写锁/排它锁
  • 锁粒度角度划分
    • 表级锁
      • 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
  • 对待锁的态度划分
    • 悲观锁
    • 显式锁
  • 加锁方式划分
    • 显式锁
    • 隐式锁
  • 其他锁
    • 全局锁
    • 死锁

Ⅰ. 共享锁与排他锁

从对数据的操作类型划分，锁可以分为共享锁（读锁）和排他锁（写锁）。

对于数据库中并发事务的并发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，SLock)和排他锁（Exclusive Lock，X Lock），也叫读锁(readlock)和写锁(write lock) 。

1. 简介

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。一般加在行上。

  • 共享锁：也称为读锁 、英文用 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。
  • 排他锁：也成为写锁、英文用 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。

2. 锁的兼容性

这里的兼容是指对同一张表或记录的锁是否能同时存在。

X锁S锁
X锁不兼容不兼容
S锁不兼容兼容

也就是，数据可以同时存在多个读锁，不能出现多个写锁或读锁和写锁同时存在。

示例：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。

3. 锁定读：读的时候加锁

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，有时候也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。

3.1 对读取的记录加S锁

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，那么就会为读取的记录加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 SHARENODE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。

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;

-- 8.0新增语法
SELECT ... FOR SHARE;
3.2 对读取的记录加X锁

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 NODE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。

SELECT ... FOR UPDATE;

4. 写操作的锁行为

写操作包括：增删改，这些操作都是自动添加锁的。

4.1 增：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。

4.2 删：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。

4.3 改：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。
    • 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。
  • 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。
    • 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谈，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×锁的馈定读，新插入的记录由INSERT操作提供的隐式锁进行保护。
  • 情况3：修改了该记录的键值。
    • 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。

5. 超时设置

在5.7及之前的版本，SELECT ...FOR UPDATE，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 ....OR UPDATE，SELECT .. FOR SHARE添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法。跳过锁等待，或者跳过锁定。

通过添加NOWAIT、SKIP LOCKED语法，能够立即返回。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。

Ⅱ. 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，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。

对于表级锁，主要分为以下三类：

  • 表锁
    • 也分为 共享读锁 S 和 排他写锁 X
  • 元数据锁（meta data lock，MDL）
  • 意向锁

锁的粒度

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。

1. MyISAM：表级S锁和X锁

MyISAM引擎在执行查询语句(SELECT)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。

MySQL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）
锁类型自己可读自己可写自己可操作其他表他人可读他人可写
读锁是否否是否，等
写锁是是否否，等否，等
1.1 查看表上加过的锁
SHOW OPEN TABLES;

-- 或 
SHOW OPEN TABLES WHERE In_use>0; 
-- In_use就是被使用, 如返回空数据集，表明当前数据库没有被锁定的表
1.2 手动添加表锁命令
-- 为表t添加表级别的共享锁(读锁、S锁)
LOCK TABLES t READ; 

-- 为表t添加表级别的排它锁(写锁、X锁)
LOCK TABLES t WRITE; 

-- 示例
LOCK TABLES users WRITE;
SHOW OPEN TABLES WHERE In_use>0;
-- 显式结果：users表被锁定了，In_use = 1;
1.3 释放表锁
-- 使用此命令解锁当前加锁的表
UNLOCK TABLES; 

-- 示例
unlock tabls;
SHOW OPEN TABLES WHERE In_use>0;
-- 如果之前该命令有数据，此时已经没有数据了

2. InnoDB的表锁

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。

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。

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。

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，如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

-- InnoDB存储引擎对表 t 加表级别的 S锁 
LOCK TABLES t READ 

-- InnoDB存储引擎对表 t 加表级别的 X锁
LOCK TABLES t WRITE

3. intention lock：意向锁

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 。

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。意向锁是一种不与行级锁冲突表级锁，这一点非常重要。表明“某个事务正在某些行持有了锁或该事务准备去持有锁”。

3.1 具体作用

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。

3.2 意向锁分类

意向锁分为两种：

  • 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, IX）：事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）
-- 事务要获取某些行的 S 锁，必须先获得表的 IS 锁。
SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;

-- 事务要获取某些行的 X 锁，必须先获得表的 IX 锁。
SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;
3.3 锁之间的关系

意向锁是由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 。

加了行锁的数据，与意向锁的关系

意向共享锁 IS意向排它锁 IX
共享锁 S兼容互斥
排它锁 X互斥互斥

PS：意向共享锁 IS 和 意向排它锁 IX的所有组合都是兼容的。

3.4 意向锁的并发性

意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！正因为如此，意向锁并不会影响到多个事务对不同数据行加排他锁时的并发性。（不然我们直接用普通的表锁就行了）

-- 示例
-- 事务A先获取了某一行的排它锁，并未提交：
BEGIN;
SELECT * FROM teacher WHERE id=6 FOR UPDATE;
-- 事务A同时获取了teacher表上的意向排它锁


-- 事务B想要获取teacher表的共享锁
-- 事务B检测道事务A持有teacher表的意向排它锁
-- 事务B对表的加锁请求被阻
BEGIN;
LOCK TABLES teacher READ;

-- 事务C也想获取teacher表中某一行的排它锁
-- 事务C同时申请teacher表的意向排它锁。
-- 事务C检测到事务A持有teacher表的意向排它锁，因为意向锁之间不互斥，所以C获取意向排它锁成功
-- 因为id=5的数据行不存在任何排它锁，最终事务C成功获取了该数据行尚的排它锁。
BEGIN;
SELECT * FROM teacher WHERE id=5 FOR UPDATE;
  • InnoDB 支持 多粒度锁 ，特定场景下，行级锁可以与表级锁共存。
  • 意向锁之间互不排斥，但除了 IS 与 S 兼容外， 意向锁会与 共享锁 / 排他锁 互斥 。
  • 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。
  • 意向锁在保证并发性的前提下，实现了 行锁和表锁共存 且 满足事务隔离性 的要求。

4. 自增锁

注意

不用了解

5. 元数据锁 MDL

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。

因此，当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。读锁之间不互斥，因此你可以有多个线程同时对一张表增删改查。读写锁之间、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。

不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。

Ⅲ. 行锁：Row Lock

行锁是最小粒度的锁，MyISAM不支持行锁，InnoDB支持行锁。

InnoDB与MylISAM的最大不同有两点：一是支持事务(TRANSACTION)，二是采用了行级锁。

1. 简介

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），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。

  • 优点：锁的粒度小，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，加锁会比较慢，容易出现死锁情况。

对于行级锁，主要分为以下三类：

  • 记录锁：Record Lock（行锁一般指的就是他）
  • 间隙锁：Gap Lock
  • 临键锁：Next-Key Lock

2. 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 。

比如我们把id值为8的那条记录加一个记录锁，仅仅是锁住了id值为8的记录，对周围的数据没有影响。

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2.1 使用示例
  • 会话1：开启事务，修改id=1的记录，该行被加了行锁
  • 会话2：开启事务，修改id=3的记录，可以正常修改
  • 会话2：修改id=1的记录，被阻塞，因为id=1的记录被加了行锁
  • 会话1：提交事务，id=1的行锁被解除
  • 会话2：修改id=1的记录，可以正常进行。
2.2 记录锁的S锁和X锁

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；
  • 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。
2.3 SQL语句自动添加的行锁
SQL行锁类型说明
INSERT …排他锁自动加锁
UPDATE …排他锁自动加锁
DELETE …排他锁自动加锁
SELECT（正常）不加任何锁
SELECT … LOCK IN
SHARE MODE		共享锁需要手动在
SELECT之后加
LOCK IN SHARE MODESELECT
… FOR UPDATE		排他锁需要手动在SELECT之后加FOR UPDATE

3. 间隙锁：Gap Locks

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 MVCC 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 。

比如，把id值为8的那条记录加一个gap锁（如图），意味着不允许别的事务在id值为8的记录前边的间隙插入新记录 ，其实就是id列的值(3, 8)这个区间的新记录是不允许立即插入的。

7-4-4
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比如，有另外一个事务再想插入一条id值为4的新记录，它定位到该条新记录的下一条记录的id值为8，而这条记录上又有一个gap锁，所以就会阻塞插入操作，直到拥有这个gap锁的事务提交了之后，id列的值在区间(3, 8)中的新记录才可以被插入。

3.1 gap锁的特性

gap锁仅仅是为了防止插入幻影记录而提出的。虽然有共享gap锁和独占gap锁这样的说法，但是它们起到的作用是相同的。

如果对一条记录加了gap锁（不论是共享gap锁还是独占gap锁），并不会限制其他事务对这条记录加记录锁或者继续加gap锁。

-- 会话1：
SELECT * FROM student WHERE id = 5 LOCK IN SHARE MODE;

-- 会话2：
SELECT * FROM student WHERE id = 5 FOR UPDATE;

这里会话2并不会被堵住。因为表里并没有id=5这个记录，因此会话 1加的是间隙锁。而session 2也是在这个间隙加的间隙锁。它们有共同的目标，即:保护这个间隙，不允许插入值，它们之间是不冲突的。

3.2 Infimum与Supremum

数据页有两个伪记录

  • Infimum：表示该页面中最小的记录。
  • Supremum：表示该页面中最大的记录。

可以为Supermum加一个gap锁，来阻止在某个记录后插入数据。

-- 相当于为（20，Supermum）间加了锁
SELECT * FROM student WHERE id>20 LOCK IN SHARE MODE;

-- 可以阻止其他事务插入id值在(20,Supermum)这个区间的新记录。
3.4 死锁问题

间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的，并有可能造成死锁。

下面的例子会产生死锁

  • session 1：执行select * from student where id = 5 for update语句，由于id = 5这一行并不存在，因此会加上间隙锁(3，8);
  • session 2：执行select * from stuednt where id = 5 for update 语句，同样会加上间隙锁（3，8），间隙锁之间不会冲突，因此这个语句可以执行成功;
  • session 2：试图插入一行(5, 'jinno, '1')，被session 1的间隙锁挡住了，只好进入等待;
  • session 1：试图插入一行(5, "aaron, '2')，被session2的间隙锁挡住了。

至此，两个session进入互相等待状态，形成死锁。当然, InnoDB的死锁检测马上就发现了这对死锁关系，让session 1的insert 语句报错返回。

4. 临键锁：Next-Key-Locks

临键锁 Next-Key Locks 官方的类型名称为： LOCK_ORDINARY，可以简称为 next-key锁。Next-Key Locks是在存储引擎innoDB，事务级别在可重复读情况下使用的数据库锁，innoDB默认的锁就是Next-Key locks。

临键锁既能锁住某条记录，又能阻止 其他事务在该记录前边的 间隙插入新记录

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。

-- 手动创建
BEGIN；
SELECT * FROM student WHERE id<=8 and id >3 FOR UPDATE;

5. 插入意向锁：Insert Intention Locks

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 。

5.1 解析

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)。

5.2 特性

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
  • 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。

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。

Ⅳ. 悲观锁与乐观锁

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。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。

  • 悲观锁使用的数据库层面的锁实现的
  • 乐观锁使用的是程序层面的逻辑实现的

1. 悲观锁

悲观锁：Pessimistic Locking，特点是高安全，低并发。

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。

警告

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【有索引就行锁，没索引，就锁住扫描的所有行，相当于表锁了】

2. 悲观锁秒杀案例

商品秒杀过程中，库存数量是逐渐减少的，要避免出现超卖的情况。

比如，商品表中有一个字段为 quantity 表示当前该商品的库存量。假设商品为华为mate4o，id为1001，quantity=100个。

2.1 不使用锁的SQL操作
-- 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。则根据裔品信息生成订单
insert into orders (item_id) values (10e1);

-- 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;

这样写的话，在并发量小的环境没有大的问题，但是如果在高并发环境下可能出现以下问题

线程A线程B
1step1 查询还有1部手机step1 查询还有1部手机
2step2 生成订单
3step2 生成订单
4step3 库存-1
5step3 库存-1

线程B已经下单并且减完库存，这个时候线程A依然去执行step3，就造成了超卖。

2.2 使用悲观锁解决超卖

使用悲观锁的原理就是，当我们在查询数据信息后就把当前的数据锁定，直到我们修改完毕后再解锁。那么整个过程中，因为数据被锁定了，就不会出现有第三者来对其进行修改了。

而这样做的前提是需要将要执行的SQL语句放在同一个事务中，否则达不到锁定数据行的目的。

BEGIN -- 开启事务

-- 查询商品库存
select quantity from items where id = 1001 for update;

-- 生成订单（如果还有库存的话）
insert into orders (item_id) values ( 1001 );

-- 修改商品的库存，num表示购买数量
update items set quantity = quantity-num where id = 1001;
2.3 分析

select .... for update 是MySQL中悲观锁。

此时在items表中，id为1001的那条数据就被我们锁定了，其他的事务要执行select .... for update 查询语句，必须等本次事务提交之后才能执行。这样我们可以保证当前的数据不会被其它事务修改。

不带for update的查询语句还是生效的，因此后端要控制，所有线程查询时都要获取悲观锁（即Select语句要加 for update）。

2.4 总结

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。

3. 乐观锁

乐观锁：Optimistic Locking，特点：高并发，同样安全，交互不友好

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.concurrent.atomic 包下的原子变量类就是使用了乐观锁的一种实现方式：CAS实现的。

3.1 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 字段的值，并赋值给变量。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=之前读到的version值。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。

这种方式类似我们熟悉的SVN、CVS版本管理系统，当我们修改了代码进行提交时，首先会检查当前版本号与服务器上的版本号是否一致，如果一致就可以直接提交，如果不一致就需耍更新服务器上的最新代码，然后再进行提交。

示例： 假设有两个会话A和B，A和B查询数据表，发现该行的版本字段都是1，此时A对数据进行修改，B也对数据进行修改。B修改的速度更快，修改完后，同时将版本改为了2，然后A也修改完了，需要核对版本字段，确发现已经是版本2了，不是之前读到的1，也就是他修改的过程中，属于已经被修改过了。因此A的修改不能提交，需要重新来。

3.2 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。

4. 乐观锁秒杀案例

依然使用上面秒杀的案例，执行流程如下

-- 查询商品库存
select quartity from items where id = 1001 ;

-- 生成订单（如果还有库存的话）
insert into orders (item_id) values(1001);

-- 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};
4.1 读写分离问题

注意，如果数据表是读写分离的表，当matser表中写入的数据没有及时同步到slave表中时，会造成更新一直失败的问题。

此时需要强制读取master表中的数据（即将select语句放到事务中即可，这时候查询的就是master主库了）。

如果我们对同一条数据进行频繁的修改的话，那么就会出现这么一种场景，每次修改都只有一个事务能更新成功，在业务感知上面就有大量的失败操作。

4.2 高频修改情况下的代码优化
-- 查询商品库存
select quantity from items where id = 1001;

-- 生成订单（如果还有库存的话）
insert into orders (item_id) values( 1001);

-- 修改商品的库存，num表示购买数量
update items set quantity = quantity-num 
where id = 1001 and quantity-num>0;

这样就会使每次修改都能成功，而且不会出现超卖的现象。

5. 总结

7-4-5
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总结一下乐观锁和悲观锁的适用场景：

  • 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。
  • 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。

Ⅴ. 隐式锁和显式锁

按加锁的方式可以划分为：显式锁、隐式锁

1. 隐式锁

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。

如果一个事务首先插入了一条记录（此时,没有在内存生产与该记录关联的锁结构），然后另一个事务立即使用 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。如果允许这种情况的发生，那么可能产生脏读问题。

如果一个事务首先插入了一条记录（此时,没有在内存生产与该记录关联的锁结构），另一个事务立即修改这条记录，也就是要获取这条记录的X锁，如果允许这种情况的发生，那么可能产生脏写问题。

此时就要利用事务ID来解决这个问题了。

1.1 情景1：聚簇索引

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。那么如果在当前事务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的事务id 。

如果其他事务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 隐藏列代表的事务是否是当前的活跃事务，如果是的话，那么就帮助当前事务创建一个 X锁 （也就是为当前事务创建一个锁结构， is_waiting 属性是 false ），然后自己进入等待状态（也就是为自己也创建一个锁结构， is_waiting 属性是 true ）。

1.2 情景2：二级索引

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 PageHeader 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。

即：一个事务对新插入的记录可以不显式的加锁（生成一个锁结构），但是由于事务id的存在，相当于加了一个隐式锁。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，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镇的机制，从而来减少加锁的数量。隐式锁在实际内存对象中并不含有这个锁信息。只有当产生锁等待时,隐式锁转化为显式锁。

2. 隐式锁的添加

InnoDB的 insert 操作，对插入的记录不加锁，但是此时如果另一个线程进行当前记录的读取，就会产生锁阻止第二个线程的操作。

Session 1 的操作

begin;

insert INTO student VALUES(34,"周八","二班");

Session 2 的操作

begin;

-- 执行时，当前事务被阻塞
select * from student lock in share mode;

此时session1被加上了锁，可以通过SQL语句查看

mysql> SELECT * FROM performance_schema.data_lock_waits\G;
*************************** 1. row ***************************
             ENGINE: INNODB
   REQUESTING_ENGINE_LOCK_ID: 140562531358232:7:4:9:140562535668584
REQUESTING_ENGINE_TRANSACTION_ID: 422037508068888
     REQUESTING_THREAD_ID: 64
      REQUESTING_EVENT_ID: 6
REQUESTING_OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 140562535668584
    BLOCKING_ENGINE_LOCK_ID: 140562531351768:7:4:9:140562535619104
BLOCKING_ENGINE_TRANSACTION_ID: 15902
      BLOCKING_THREAD_ID: 64
       BLOCKING_EVENT_ID: 6
BLOCKING_OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 140562535619104

3. 隐式锁的加锁逻辑

  • InnoDB的每条记录中都一个隐含的trx_id字段，这个字段存在于聚簇索引的B+Tree中。
  • 在操作一条记录前，首先根据记录中的trx_id检查该事务是否是活动的事务(未提交或回滚)。如果是活动的事务，首先将 隐式锁 转换为 显式锁 (就是为该事务添加一个锁)。
  • 检查是否有锁冲突，如果有冲突，创建锁，并设置为waiting状态。如果没有冲突不加锁，跳到E。
  • 等待加锁成功，被唤醒，或者超时。
  • 写数据，并将自己的trx_id写入trx_id字段。

4. 显式锁

通过特定的语句进行加锁，我们一般称之为显式加锁

例如：

-- 显式加共享锁：
select ....  lock in share mode

-- 显式加排它锁：
select ....  for update

Ⅵ. 其他锁

1. 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，会出现死锁。锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般。

很少使用页锁，仅做了解。

2. 全局锁

全局锁就是对整个数据库实例加锁。当你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）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。

-- 开启全局锁
Flush tables with read lock

-- 数据备份
mysqldump -uroot –p1234 itcast > itcast.sql

-- 释放锁
unlock tables;

在InnoDB引擎中，我们可以在备份时加上参数 --single-transaction 参数来完成不加锁的一致性数据备份。

mysqldump --single-transaction -uroot –p123456 itcast > itcast.sql

3. 锁升级

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。

Ⅶ. 死锁问题

两个事务都持有对方需要的锁，并且在等待对方释放，并且双方都不会释放自己的锁。

1. 死锁示例

1.1 示例1
事务1事务2
1start transaction;

update account set m=10
where id =1;		start transaction;
2update account set m=10
where id=2;
3update account set m=20
where id=2;
4update account set m=20
where id=1;

这时候，事务1在等待事务2释放id=2的行锁，而事务2在等待事务1释放id=1的行锁。 事务1和事务2在互相等待对方的资源释放，就是进入了死锁状态。

1.2 示例2

用户A给用户B转账100，在此同时，用户B也给用户A转账100。这个过程，可能导致死锁。

-- 事务1
update account set balance = balance - 100 where name = 'A';#操作1
update account set balance = balance + 108 where name = 'B';#操作3

-- 事务2
update account set balance = balance - 100 where name = 'B';#操作2
update account set balance = balance + 100 where name = 'A';#操作4

2. 产生死锁的必要条件

  • 两个或者两个以上事务
  • 每个事务都已经持有锁并且申请新的锁
  • 锁资源同时只能被同一个事务持有或者不兼容
  • 事务之间因为持有锁和申请锁导致彼此循环等待

死锁的关键在于：两个(或以上)的Session加锁的顺序不一致。

3. 死锁的处理

当出现死锁以后，有两种处理方案：

  • 方案1：超时
  • 方案2：死锁检测
3.1 超时

等待，直到超时(innodb_lock_wait_timeout=50s)。

即当两个事务互相等待时，当一个事务等待时间超过设置的阈值时，就将其回滚，另外事务继续进行。这种方法简单有效，在innodb中，参数innodb_lock_wait_timeout用来设置超时时间。

缺点：对于在线服务来说，这个等待时间往往是无法接受的。将此值修改短一些，比如1s，0.1s是否合适? 不合适，容易误伤到普通的锁等待。

超时只能说是MySQL提供的兜底方案。

3.2 死锁检测

使用死锁检测进行死锁处理。innodb_deadlock_detect=on表示开启这个逻辑

方式1检测死锁太过被动，innodb还提供了wait-for graph算法来主动进行死锁检测。

每当加锁请求无法立即满足需要并进入等待时，wait-for graph算法都会被触发。这是一种较为主动的死锁检测机制，要求数据库保存锁的信息链表和事务等待链表两部分信息。

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基于这两个信息，可以绘制wait-for graph(等待图)

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死锁检测的原理是构建一个以事务为顶点、锁为边的有向图，判断有向图是否存在环，存在即有死锁。一旦检测到回路有死锁，这时候InnoDB存储引擎会选择回滚undo量最小的事务，让其他事务继续执行。

3.3 死锁检测优化

死锁检测的缺点：每个新的被阻塞的线程，都要判断是不是由于自己的加入导致了死锁，这个操作时间复杂度是o(n)。如果100个并发线程同时更新同一行，意味着要检测100*100= 1万次，1万个线程就会有1千万次检测

缺点优化

  • 方式1：关闭死锁检测，但意味着可能会出现大量的超时，会导致业务有损。
  • 方式2：控制并发访问的数量。比如在中间件中实现对于相同行的更新，在进入引擎之前排队，这样在InnoDB内部就不会有大量的死锁检测工作。

可以考虑通过将一行改成逻辑上的多行来减少锁冲突。比如，连锁超市账户总额的记录，可以考虑放到多条记录上。账户总额等于这多个记录的值的总和。

4. 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o，那么就会锁定所查找到的记录。
  • 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。

Ⅷ. 锁的内存结构

1. 锁的数量

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，但并非一个事务对多条记录加锁，就要创建多个锁结构。

理论上创建多个锁结构没问题，但是如果一个事务要获取1000条记录的锁，生成1000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

2. InnoDB储存引擎的锁结构

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2.1 结构所在的事务信息

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，比方说事务id等。

2.2 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。

2.3 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。n_bits的值一般都比页面中记录条数多一些。主要是为了之后在页面中插入了新记录后也不至于重新分配锁结构
2.4 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。

2.5 一堆比特位

如果是行锁结构的话，在该结构末尾还放置了一堆比特位，比特位的数量是由上边提到的 n_bits 属性表示的。InnoDB数据页中的每条记录在 记录头信息中都包含一个 heap_no 属性，伪记录 Infimum 的 heap_no 值为 0 ， Supremum 的 heap_no 值为 1 ，之后每插入一条记录， heap_no 值就增1。

锁结构 最后的一堆比特位就对应着一个页面中的记录，一个比特位映射一个 heap_no ，即一个比特位映射到页内的一条记录。

3. type_mode 详解

type_mode 包含32位储存空间，被分成了 lock_mode、lock_type 和 rec_lock_type 三个部分，如图所示：

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3.1 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 自增锁

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。

3.2 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。
3.3 rec_lock_type：行锁的具体类型

使用其余的位来表示。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。
  • 其他取值：略
3.4 is_waiting

基于内存空间的节省，把 is_waiting 属性放到了 type_mode 这个32位的数字中：

  • LOCK_WAIT （十进制的 256 ） ：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。

Ⅸ. 锁监控

对数据加锁的情况进行监控

1. InnoDB_row_lock

关于MySQL锁的监控，我们一般可以通过检查 InnoDB_row_lock 的状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况

show status like 'innodb_row_lock%';

状态说明如下：

  • 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）

2. 其他监控方法

MySQL把事务和锁的信息记录在了 information_schema 库中，涉及到的三张表分别是 INNODB_TRX 、 INNODB_LOCKS 和 INNODB_LOCK_WAITS。

MySQL5.7及之前 ，可以通过information_schema.INNODB_LOCKS查看事务的锁情况，但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。

MySQL8.0删除了information_schema.INNODB_LOCKS，添加了 performance_schema.data_locks ，可以通过performance_schema.data_locks查看事务的锁情况，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。information_schema.INNODB_LOCK_WAITS 也被 performance_schema.data_lock_waits 所代替。

-- 查询正在被锁阻塞的sql语句
SELECT * FROM information_schema.INNODB_TRX\G;

-- 查询锁等待情况
SELECT * FROM data_lock_waits\G;

-- 查询锁的情况
SELECT * from performance_schema.data_locks\G;