Mysql锁分类

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Mysql锁分类

吟风_骋 2019-08-06 15:27:58 浏览230
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通过看此文,你可以很清晰的了解Mysql InnoDB包含的锁类别,以及不同锁之间的关联及其特定的作用意图。

行级锁
InnoDB 实现两种行级别标准的锁,它们为 shared locks(S) 和 exclusive locks(X)即 我们常说的共享锁和排它锁,
获取到行共享锁,允许可以读取该行记录,读锁是共享的且允许同一时刻被多线程事务占用
获取到行排它锁,只允许占用X锁的线程事务更新记录,其他线程只能等待

事务T1 以及持有S锁,事务T2也来尝试获取锁,则:
T2 获取S锁,则T2 可以很迅速的拿到锁;
T2 获取X锁,则T2不能立即拿取到锁,需要等待

如果, T1 持有的X锁,则T2 将拿不到任何锁(S, X),只能等待T1释放锁

意向锁(Intention Locks)
多粒度封锁 允许共存行锁和表锁
形如语句:LOCK TABLES T … WRITE 会对特定表进行排他锁。意向锁是表级锁,指示事务稍后对表的行需要特定类型的锁(共享或独占)。两种锁如下:
意向共享锁IS 指示一个事务倾向于在一个表上的单个行加共享锁
意向排它锁IX 指示指示一个事务倾向于在一个表上的单个行加排他锁

例如,

SELECT … FOR SHARE 设置的是 IS lock
SELECT … FOR UPDATES 设置的是一个 IX lock

意向锁如下定义:
1)在一个事务能够获取到一个表的行级共享锁之前,必需先获取一个表的IS或更强的表锁
2)在一个事务能够获取到一个表的行级排他锁之前,必需首先获取一个表的IX锁
那先暂时有个疑问,如果并发多个事务,都是锁定不同的行,那这个表级意向 IX锁是不是成了瓶颈了?问题先放到这,继续往下看。

表级锁的兼容性如下:

条目 X IX S IS
X Conflict Conflict Conflict Conflict
IX Conflict Compatible Conflict Compatible
S Conflict Conflict Compatible Compatible
IS Conflict Compatible Compatible Compatible

如果请求事务与现有锁兼容,则授予该事务锁,但如果与现有锁冲突,则不授予该事务锁。事务一直等待直到冲突锁被释放。如果锁请求与现有锁冲突,并且由于会导致死锁而无法被授予,则会发生错误。

意向锁不会阻塞除全表请求之外的任何东西(例如,LOCK TABLES ... WRITE)。意向锁锁定的主要目的是显示某人锁定了一行,或者准备锁定表中的一行。
此处解答了上述疑问,意向锁IX是不阻塞只是用于表述其他事务有行锁定行为,如果这个时候你想进行全表扫描或全表锁行为,那是不可能的了。

记录锁(Record Locks)
记录锁是一把锁索引记录的锁,例如,SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE; 避免其他事务插入、更新或者删除 where c1=10的行记录

记录锁总是锁住的是索引记录,即便是我们没有定义索引记录,InnoDB 会创建一个隐藏的聚簇索引并使用它来进行记录锁

记录锁的事务数据与使用SHOW ENGINE INNODB STATUS和INNODB monitor output的结果类似:

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 Locks)
间隙锁是对索引记录之间的间隙的锁,或对第一个索引记录之前或最后一个索引记录之后的间隙的锁。例如,SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE; 防止其他事务将值15插入列t.c1,不管列中是否已经存在有这样的值,因为范围中所有现有值之间的间隔都被锁定了,即时表中无c1=15的记录,我们也无法插入这样的数据。

间隙锁可以跨越单个索引,多个索引甚至空
间隙锁是性能和并发性之间权衡的一部分,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。(如果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id列有一个唯一的索引,下面的语句只对id值为100的行使用索引记录锁,其他会话是否在前面的空格中插入行并不重要
SELECT * FROM child WHERE id = 100;
如果id没有索引,或者索引不是唯一的,那么语句将锁定前面的空格。从这里我们可以看出,如果where条件跟的不是唯一索引,就可能发生间隙锁.

同样值得注意的是,不同的事务可以在间隙上持有冲突锁。例如,事务A可以在一个gap上持有一个共享的gap锁(gap S-lock),而事务B在同一个gap上持有一个独占的gap锁(gap X-lock)。允许存在冲突的间隙锁的原因是,如果从索引中清除一条记录,则必须合并不同事务在记录中持有的间隙锁。

InnoDB中的Gap锁是“纯抑制性的”,这意味着它们的唯一目的是防止其他事务插入到Gap中。间隙锁可以共存。一个事务所采取的间隙锁并不会阻止另一个事务对同一间隙采取间隙锁。共享锁和独占锁之间没有区别。它们之间没有冲突,并且执行相同的功能。
如,

   事务T1: SELECT * FROM child WHERE id > 10 and id < 20;
   事务T2: SELECT * FROM child WHERE id > 15 and id < 30;

事务T1 与 事务T2 相同区间有 16、17、18、19, 都对这些持有gap 锁,只要另一方不对相同区间的值进行insert操作,就不会存在任何问题。

可以显式禁用间隙锁定。如果将事务隔离级别更改为READ COMMITTED,就会禁用之。在这种情况下,对搜索和索引扫描禁用间隙锁,只用于外键约束检查和重复键检查。

使用READ COMMITTED隔离级别还有其他影响。非匹配行的记录锁在MySQL评估WHERE condition之后释放。对于UPDATE语句,InnoDB执行“半一致”读取,这样它将最新提交的版本返回给MySQL,这样MySQL就可以确定该行是否匹配更新的WHERE条件。

Next-Key Locks
next-key锁是索引记录上的记录锁和索引记录前的间隙上的间隙锁的组合。

InnoDB以这样一种方式执行行级锁定: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锁或排它锁。 因此,行级锁实际上是索引记录锁。 索引记录上的next-key lock也会影响该索引记录之前的“间隙”。 也就是说,next-key lock是索引记录锁定加上索引记录之前的间隙上的间隙锁定。 如果一个会话在索引中的记录R上具有共享或排他锁,则另一个会话不能在索引顺序中的R之前的间隙中插入新的索引记录。

假设索引包含值10,11,13和20.此索引的可能的next-key lock覆盖以下间隔,其中圆括号表示排除间隔端点,方括号表示包含端点:

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

对于最后一个间隔,next-key lock将间隙锁定在索引中最大值之上,而“supremum”伪记录的值高于索引中实际的任何值。 supremum不是真正的索引记录,因此,实际上,此next-key lock仅锁定最大索引值之后的间隙。如,不能插入21这个新值

默认情况下,InnoDB在REPEATABLE READ事务隔离级别运行。 在这种情况下,InnoDB使用next-key lock进行搜索和索引扫描,从而防止幻影行(幻读)。
幻读一般是,事务1对区间数据进行修改,而事务2在此区间insert了新数据。事务1再次读取的时候,发现仍有新数据未被更新,如同幻觉一样。

插入意向锁(Insert Intention Locks)
插入意向锁是在行插入之前由INSERT操作设置的一种间隙锁定。该锁定表示以这样的方式插入的意图:如果插入到相同索引间隙中的多个事务不插入间隙内的相同位置,则不需要等待彼此。假设存在值为4和7的索引记录。分别尝试插入值5和6的单独事务,在获取插入行上的排它锁之前,每个锁定4和7之间的间隙和插入意向锁,但是不互相阻塞因为行是非冲突的。

以下示例演示了在获取插入记录的独占锁之前采用插入意向锁的事务。该示例涉及两个客户端,A和B.

客户端A创建一个包含两个索引记录(90和102)的表,然后启动一个事务,该事务对ID大于100的索引记录放置独占锁。独占锁包括记录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。 该事务在等待获取独占锁时采用插入意向锁。

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

AUTO-INC Locks
AUTO-INC锁是由插入到具有AUTO_INCREMENT列的表中的事务所采用的特殊表级锁。 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对该表执行自己的插入,以便第一个事务插入的行接收连续的主键值。
这样开来,如果批量并发的插入大量数据,势必会进行长时间的锁表行为,这样,并发其他的更新或者读取将会是一个问题。这也是mysql自增id带来的烦恼,以及为什么我们需要业务层中生成id的一个原因。

innodb_autoinc_lock_mode配置选项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之间进行权衡。

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