摘要:

数据库和文件系统最大的区别便是数据库拥有事务，事务的实现依赖于锁。

本文详细分析innodb中的锁。

InnoDB中的锁

作为官方文档中的内容是非优秀的资料，值得多多研读。下面就翻译下一InnoDB中的锁这篇文章。

由于InnoDB加锁的类型和事务的隔离级别以及记录的类型（主键索引，二级索引，唯一索引等等）有着密切的联系，不同类型和事务隔离级别会导致同一条语句在同一条记录上上锁的类型也可能完全不同。

原文链接：

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html

InnoDB的锁定

本节介绍 . 使用的锁类型 InnoDB。

• 共享锁和独占锁 Share-Lock and Exlusive Lock

• 意向锁 Intention Lock

• 记录锁 Record Lock

• 间隙锁 Gap Lock

• 下一键锁 Next-key Lock

• 插入意向锁 Insert Intention Lock

• AUTO-INC 锁 Auot-Inc Lock

• 空间索引的谓词锁 Spatial Index Predicate Lock

共享锁和独占锁(Share-Lock and Exlusive Lock)

InnoDB实现标准的行级锁定，其中有两种类型的锁， 共享 ( S) 锁和独占 ( X) 锁。

• 共享( S) 锁允许持有锁的事务读取一行。

• 独占( X) 锁允许持有锁的事务更新或删除行。

如果事务在 row 上T1持有共享 ( S) 锁，则来自某个不同事务T2的 对 row 锁的请求将按如下方式处理： 

• T2可以立即授予锁 请求S。结果， T1和T2都对row记录上S锁.

• 当T2请求X锁时候，不能立即授予锁定。

如果事务在 row 上T1持有排他 (X) 锁，则无法立即授予来自某个不同事务T2对任一类型锁的请求。相反，事务必须等待T1事务释放其对 row 的锁定。

意向锁(Intention Lock)

InnoDB支持多粒度锁，允许行锁和表锁并存。例如，诸如 在指定表上LOCK TABLES ... WRITE获取排他锁（X lock）的语句。X为了使多粒度级别的锁定变得切实可行，InnoDBh会使用意向锁。意向锁是表级锁，指示事务稍后对表中的行需要哪种类型的锁（共享或独占）。意向锁有两种类型：

• 意向共享锁(IS) 表示事务打算 在表中的各个行上设置共享锁。

• 意向排他锁( IX) 表示事务打算在表中的各个行上设置排他锁。

例如，SELECT ... LOCK IN SHARE MODE设置一个IS锁，并SELECT ... FOR UPDATE设置一个IX锁。

意向锁定协议如下：

• 在事务可以获取表中行的共享锁之前，它必须首先获取IS表上的锁或更强锁。

• 在事务可以获取表中一行的排他锁之前，它必须首先获取IX 表上的锁。

下表总结了表级锁类型兼容性。

	X	IX	S	IS
X	冲突	冲突	冲突	冲突
IX	冲突	兼容的	冲突	兼容的
S	冲突	冲突	兼容的	兼容的
IS	冲突	兼容的	兼容的	兼容的

如果请求事务与现有锁兼容，则将锁授予请求事务，但如果它与现有锁冲突，则不会授予该锁。事务等待，直到释放冲突的现有锁。如果锁定请求与现有锁定冲突并且由于会导致死锁而无法授予 ，则会发生错误。

意向锁不会阻塞除全表请求（例如，LOCK TABLES ... WRITE）之外的任何内容。意向锁的主要目的是表明有人正在锁定一行，或者将要锁定表中的一行。

意向锁的事务数据在InnoDB mointor SHOW ENGINE INNODB STATUS输出 中类似于以下内容 ：

TABLE LOCK table `test`.`t` trx id 10080 lock mode IX

记录锁(Record Lock)

记录锁是索引记录上的锁。例如， SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE; 防止任何其他事务插入、更新或删除值为 的t.c1行 10。

记录锁总是锁定索引记录，即使表没有定义索引。对于这种情况， InnoDB创建一个隐藏的聚簇索引并使用该索引进行记录锁定。

记录锁的事务数据在InnoDB mointor SHOW ENGINE INNODB STATUS输出 中类似于以下内容 ：

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`t`
trx id 10078 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000000274f; asc     'O;;
 2: len 7; hex b60000019d0110; asc        ;;

间隙锁(Gap Lock)

间隙锁是在索引记录之间的间隙上的锁，或者是在第一条索引记录之前(每个页面中最大值和最小值)或最后一条索引记录之后的间隙上的锁。例如，SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE; 阻止其他事务将值插入15到t.c1中，无论该列中是否已经存在任何此类值，因为，在这个值范围内所有现有值之间的间隙都已锁定。

间隙可能跨越单个索引值、多个索引值，甚至是空的。

间隙锁是性能和并发性之间权衡的一部分，并且用于某些事务隔离级别而不是其他事务隔离级别。

对于使用唯一索引锁定行以搜索唯一行的语句，不需要间隙锁定。（这不包括搜索条件只包括多列唯一索引的某些列的情况；在这种情况下，确实会发生间隙锁定）例如，如果该列具有唯一索引，则以下语句仅使用id一个索引记录锁定值为 100 的行id，其他会话是否在前面的间隙中插入行并不重要：

SELECT * FROM child WHERE id = 100;

如果id未索引或具有非唯一索引，则该语句会锁定前面的间隙。

这里还值得注意的是，不同事务可以在间隙上持有冲突锁。例如，事务 A 可以在一个间隙上持有一个共享间隙锁（间隙 S 锁），而事务 B 在同一间隙上持有一个独占间隙锁（间隙 X 锁）。允许冲突间隙锁的原因是，如果从索引中清除记录，则必须合并不同事务在记录上持有的间隙锁。（以防止改记录被其它事务给清除）

间隙锁InnoDB是“纯粹抑制性的”，这意味着它们的唯一目的是防止其他事务插入间隙。间隙锁可以共存。一个事务获取的间隙锁不会阻止另一个事务在同一间隙上获取间隙锁。共享和排他间隙锁之间没有区别。它们彼此不冲突，并且它们执行相同的功能。

可以明确禁用间隙锁定。如果您将事务隔离级别更改为 READ COMMITTED或启用 innodb_locks_unsafe_for_binlog 系统变量（现已弃用），则会发生这种情况。在这种情况下，间隙锁定在搜索和索引扫描中被禁用，并且仅用于外键约束检查和重复键检查。

在 MySQL 评估WHERE条件后，释放不匹配行的记录锁。对于 UPDATE语句，InnoDB 进行“半一致”读取，这样它将最新提交的版本返回给 MySQL，以便 MySQL 可以确定该行是否WHERE 匹配UPDATE.

下一键锁（Next-key Lock）

下一个键锁是索引记录上的记录锁和索引记录之前的间隙上的间隙锁的组合。（MySQL使用此来解决RR隔离级别下的幻读情况。）

InnoDB执行行级锁定的方式是，当它搜索或扫描表索引时，它会在遇到的索引记录上设置共享或排他锁。因此，行级锁实际上是索引记录锁。索引记录上的下一个键锁也会影响该索引记录之前的“间隙”。也就是说，下一个键锁是索引记录锁加上索引记录之前的间隙上的间隙锁。如果一个会话在索引中的记录R上具有共享锁或独占锁，则另一个会话无法在索引R顺序之前的空隙中插入新的索引记录。

假设一个索引包含值 10、11、13 和 20。该索引可能的 next-key 锁涵盖以下区间，其中圆括号表示排除区间端点，方括号表示包含端点：

(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

对于最后一个时间间隔，next-key 锁锁定索引中最大值上方的间隙以及 值高于索引中实际值的“ supremum ”伪记录。supremum 不是真正的索引记录，因此，实际上，这个下一个键锁只锁定最大索引值之后的间隙。

默认情况下，InnoDB使用RR事务隔离级别。REPEATABLE READ在这种情况下，InnoDB使用下一个键锁进行搜索和索引扫描，以防止出现幻读。

next-key 锁的事务数据在InnoDB mointor SHOW ENGINE INNODB STATUS输出 中类似于以下内容 ：

RECORD LOCKS space id 58 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`t`
trx id 10080 lock_mode X
Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
 0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;;

Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000000274f; asc     'O;;
 2: len 7; hex b60000019d0110; asc        ;;

插入意向锁(Insert Intention Lock)

插入意图锁是一种 INSERT在行插入之前由操作设置的间隙锁。这个锁表示插入的意图，这样插入到同一个索引间隙中的多个事务如果没有插入到间隙中的相同位置，则不需要相互等待。假设有值为 4 和 7 的索引记录。分别尝试插入值 5 和 6 的单独事务，在获得对插入行的排他锁之前，每个事务都使用插入意向锁锁定 4 和 7 之间的间隙，但不要互相阻塞，因为这些行是不冲突的。

以下示例演示了一个事务在获取插入记录的独占锁之前获取插入意向锁。该示例涉及两个客户端 A 和 B。

客户端A创建了一个包含两条索引记录（90和102）的表，然后启动一个事务，在ID大于100的索引记录上放置排他锁。排他锁包括记录102之前的间隙锁：

mysql> CREATE TABLE child (id int(11) NOT NULL, PRIMARY KEY(id)) ENGINE=InnoDB;
mysql> INSERT INTO child (id) values (90),(102);

mysql> START TRANSACTION;
mysql> SELECT * FROM child WHERE id > 100 FOR UPDATE;
+-----+
| id  |
+-----+
| 102 |
+-----+

客户端 B 开始事务以将记录插入间隙。事务在等待获得独占锁时获取插入意向锁。

mysql> START TRANSACTION;
mysql> INSERT INTO child (id) VALUES (101);

插入意向锁的事务数据在InnoDB mointor SHOW ENGINE INNODB STATUS输出 中类似于以下内容 ：

RECORD LOCKS space id 31 page no 3 n bits 72 index `PRIMARY` of table `test`.`child`
trx id 8731 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000066; asc    f;;
 1: len 6; hex 000000002215; asc     " ;;
 2: len 7; hex 9000000172011c; asc     r  ;;...

AUTO-INC 锁(Auto-Increment Lock)

锁AUTO-INC是一种特殊的表级锁，由插入到具有 AUTO_INCREMENT列的表中的事务获取。在最简单的情况下，如果一个事务正在向表中插入值，则任何其他事务必须等待自己向该表中插入，以便第一个事务插入的行接收连续的主键值。

该innodb_autoinc_lock_mode 变量控制用于自动增量锁定的算法。它允许您选择如何在可预测的自动增量值序列和插入操作的最大并发性之间进行权衡。

空间索引的谓词锁(Predicate Lokc)

InnoDB支持SPATIAL 对包含空间数据的列进行索引。

为了处理涉及 SPATIAL索引的操作的锁定，下一个键锁定不能很好地支持REPEATABLE READ或 SERIALIZABLE事务隔离级别。多维数据没有绝对排序的概念，所以不清楚哪个是 “ next ”键。

要启用对 SPATIAL带索引的表的隔离级别的支持，InnoDB 请使用谓词锁。索引SPATIAL包含最小边界矩形 (MBR) 值，因此 InnoDB通过在用于查询的 MBR 值上设置谓词锁来强制对索引进行一致读取。其他事务无法插入或修改与查询条件匹配的行。

结语:

原文发表于 [翻译]InnoDB中的锁