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mysql间隙锁加锁11个规则(案例分析)

作者:Mr.LUCKY

这篇文章主要介绍了mysql间隙锁加锁11个规则 ,本文给大家介绍的非常详细,对大家的学习或工作具有一定的参考借鉴价值,需要的朋友可以参考下

mysql 间隙锁加锁11个规则

间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效的: next-key lock 实际上是由间隙锁加行锁实现的,如果切换到读提交隔离级别 (read-committed) 的话,就好理解了,过程中去掉间隙锁的部分,也就是只剩下行锁的部分。而在读提交隔离级别下间隙锁就没有了,为了解决可能出现的数据和日志不一致问题,需要把binlog 格式设置为 row 。也就是说,许多公司的配置为:读提交隔离级别加 binlog_format=row。业务不需要可重复读的保证,这样考虑到读提交下操作数据的锁范围更小(没有间隙锁),这个选择是合理
的。

next-key lock的加锁规则

  总结的加锁规则里面,包含了两个 “ “ 原则 ” ” 、两个 “ “ 优化 ” ” 和一个 “bug” 。
  原则 1 :加锁的基本单位是 next-key lock 。 next-key lock 是前开后闭区间。
  原则 2 :查找过程中访问到的对象才会加锁。任何辅助索引上的锁,或者非索引列上的锁,最终都要回溯到主键上,在主键上也要加一把锁。
  优化 1 :索引上的等值查询,给唯一索引加锁的时候, next-key lock 退化为行锁。也就是说如果InnoDB扫描的是一个主键、或是一个唯一索引的话,那InnoDB只会采用行锁方式来加锁
  优化 2 :索引上(不一定是唯一索引)的等值查询,向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候, next-keylock 退化为间隙锁。
  一个 bug :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。

案例分析

我们以表test作为例子,建表语句和初始化语句如下:其中id为主键索引

CREATE TABLE `test` (
id` int(11) NOT NULL,
col1` int(11) DEFAULT NULL,
col2` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`col1`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into test values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

案例一:唯一索引等值查询间隙锁

由于表 test 中没有 id=7 的记录

根据原则 1 ,加锁单位是 next-key lock , session A 加锁范围就是 (5,10] ;

同时根据优化 2 ,这是一个等值查询 (id=7) ,而 id=10 不满足查询条件, next-key lock 退化成间隙锁,因此最终加锁的范围是 (5,10)

案例二:非唯一索引等值查询锁

这里 session A 要给索引 col1 上 col1=5 的这一行加上读锁.

   根据原则 1 ,加锁单位是 next-key lock ,左开右闭,5是闭上的,因此会给 (0,5]加上 next-key lock

  要注意 c 是普通索引,因此仅访问 c=5 这一条记录是不能马上停下来的(可能有col1=5的其他记录),

需要向右遍历,查到c=10 才放弃。根据原则 2 ,访问到的都要加锁,因此要给 (5,10] 加next-key lock 。

    但是同时这个符合优化 2 :等值判断,向右遍历,最后一个值不满足 col1=5 这个等值条件,因此退化成间隙锁 (5,10) 。

    根据原则 2 , 只有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,这就是为什么 session B 的 update 语句可以执行完成。

    但 session C 要插入一个 (7,7,7) 的记录,就会被 session A 的间隙锁 (5,10) 锁住 这个例子说明,锁是加在索引上的。

    执行 for update 时,系统会认为你接下来要更新数据,因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。

    如果你要用 lock in share mode来给行加读锁避免数据被更新的话,就必须得绕过覆盖索引的优化,因为覆盖索引不会访问主键索引,不会给主键索引上加锁

案例三:主键索引范围查询锁

  开始执行的时候,要找到第一个 id=10 的行,因此本该是 next-key lock(5,10] 。 根据优化 1 ,主键
id 上的等值条件,退化成行锁,只加了 id=10 这一行的行锁。
  它是范围查询, 范围查找就往后继续找,找到 id=15 这一行停下来,不满足条件,因此需要加
next-key lock(10,15] 。
  session A 这时候锁的范围就是主键索引上,行锁 id=10 和 next-key lock(10,15] 。首次 session A 定位查找
id=10 的行的时候,是当做等值查询来判断的,而向右扫描到 id=15 的时候,用的是范围查询判断。

案例四:非唯一索引范围查询锁

  在第一次用 col1=10 定位记录的时候,索引 c 上加了 (5,10] 这个 next-key lock 后,由于索引 col1 是非唯
一索引,没有优化规则,也就是 说不会蜕变为行锁,因此最终 sesion A 加的锁是,索引 c 上的 (5,10] 和
(10,15] 这两个 next-keylock 。
  这里需要扫描到 col1=15 才停止扫描,是合理的,因为 InnoDB 要扫到 col1=15 ,才知道不需要继续往后
找了。

案例五:唯一索引范围查询锁 bug

  session A 是一个范围查询,按照原则 1 的话,应该是索引 id 上只加 (10,15] 这个 next-key lock ,并且因
为 id 是唯一键,所以循环判断到 id=15 这一行就应该停止了。
  但是实现上, InnoDB 会往前扫描到第一个不满足条件的行为止,也就是 id=20 。而且由于这是个范围扫
描,因此索引 id 上的 (15,20] 这个 next-key lock 也会被锁上。照理说,这里锁住 id=20 这一行的行为,其
实是没有必要的。因为扫描到 id=15 ,就可以确定不用往后再找了。

案例六:非唯一索引上存在 " " 等值 " " 的例子

这里,我给表 t 插入一条新记录:insert into t values(30,10,30);也就是说,现在表里面有两个c=10的行
但是它们的主键值 id 是不同的(分别是 10 和 30 ),因此这两个c=10 的记录之间,也是有间隙的。

  这次我们用 delete 语句来验证。注意, delete 语句加锁的逻辑,其实跟 select ... for update 是类似的,
也就是我在文章开始总结的两个 “ 原则 ” 、两个 “ 优化 ” 和一个 “bug” 。
  这时, session A 在遍历的时候,先访问第一个 col1=10 的记录。同样地,根据原则 1 ,这里加的是
(col1=5,id=5) 到 (col1=10,id=10) 这个 next-key lock 。
  由于c是普通索引,所以继续向右查找,直到碰到 (col1=15,id=15) 这一行循环才结束。根据优化 2 ,这是
一个等值查询,向右查找到了不满足条件的行,所以会退化成 (col1=10,id=10) 到 (col1=15,id=15) 的间隙
锁。

  这个 delete 语句在索引 c 上的加锁范围,就是上面图中蓝色区域覆盖的部分。这个蓝色区域左右两边都
是虚线,表示开区间,即 (col1=5,id=5) 和 (col1=15,id=15) 这两行上都没有锁

案例七: limit 语句加锁

  session A 的 delete 语句加了 limit 2 。你知道表 t 里 c=10 的记录其实只有两条,因此加不加 limit 2 ,删
除的效果都是一样的。但是加锁效果却不一样
  这是因为,案例七里的 delete 语句明确加了 limit 2 的限制,因此在遍历到 (col1=10, id=30) 这一行之后,
满足条件的语句已经有两条,循环就结束了。因此,索引 col1 上的加锁范围就变成了从( col1=5,id=5)
到( col1=10,id=30) 这个前开后闭区间,如下图所示:

  这个例子对我们实践的指导意义就是, 在删除数据的时候尽量加 limit 。
  这样不仅可以控制删除数据的条数,让操作更安全,还可以减小加锁的范围。

案例八:一个死锁的例子

  session A 启动事务后执行查询语句加 lock in share mode ,在索引 col1 上加了 next-keylock(5,10] 和
间隙锁 (10,15) (索引向右遍历退化为间隙锁);
  session B 的 update 语句也要在索引 c 上加 next-key lock(5,10] ,进入锁等待; 实际上分成了两步,
先是加 (5,10) 的间隙锁,加锁成功;然后加 col1=10 的行锁,因为sessionA上已经给这行加上了读
锁,此时申请死锁时会被阻塞
  然后 session A 要再插入 (8,8,8) 这一行,被 session B 的间隙锁锁住。由于出现了死锁, InnoDB 让
session B 回滚

案例九:order by索引排序的间隙锁1

如下面一条语句
下图为这个表的索引id的示意图。
begin;
select * from test where id>9 and id<12 order by id desc for update;

  首先这个查询语句的语义是 order by id desc ,要拿到满足条件的所有行,优化器必须先找到 “ 第
一个 id<12 的值 ” 。
  这个过程是通过索引树的搜索过程得到的,在引擎内部,其实是要找到 id=12 的这个值,只是最终
没找到,但找到了 (10,15) 这个间隙。( id=15 不满足条件,所以 next-key lock 退化为了间隙锁 (10,
15) 。)
  然后向左遍历,在遍历过程中,就不是等值查询了,会扫描到 id=5 这一行,又因为区间是左开右
闭的,所以会加一个next-key lock (0,5] 。 也就是说,在执行过程中,通过树搜索的方式定位记录
的时候,用的是 “ 等值查询 ” 的方法。

案例十:order by索引排序的间隙锁2

  由于是 order by col1 desc ,第一个要定位的是索引 col1 上 “ 最右边的 ”col1=20 的行。这是一个非唯一索引的等值查询:

  左开右闭区间,首先加上 next-key lock (15,20] 。 向右遍历,col1=25不满足条件,退化为间隙锁 所以会加上间隙锁(20,25) 和 next-key lock (15,20] 。

  在索引 col1 上向左遍历,要扫描到 col1=10 才停下来。同时又因为左开右闭区间,所以 next-keylock 会加到 (5,10],

这正是阻塞session B 的 insert 语句的原因。在扫描过程中, col1=20 、 col1=15 、 col1=10 这三行都存在值,由于是 select * ,所以会在主键

id 上加三个行锁。 因此, session A 的 select 语句锁的范围就是:
    索引 col1 上 (5, 25) ;
    主键索引上 id=15 、 20 两个行锁。

案例十一:update修改数据的例子-先插入后删除

  注意:根据 col1>5 查到的第一个记录是 col1=10 ,因此不会加 (0,5] 这个 next-key lock 。
session A 的加锁范围是索引 col1 上的 (5,10] 、 (10,15] 、 (15,20] 、 (20,25] 和(25,supremum] 。
之后 session B 的第一个 update 语句,要把 col1=5 改成 col1=1 ,你可以理解为两步:
    插入 (col1=1, id=5) 这个记录;
    删除 (col1=5, id=5) 这个记录。
  通过这个操作, session A 的加锁范围变成了图 7 所示的样子:

  好,接下来 session B 要执行 update t set col1 = 5 where col1 = 1 这个语句了,一样地可以拆成两步:
    插入 (col1=5, id=5) 这个记录;
    删除 (col1=1, id=5) 这个记录。 第一步试图在已经加了间隙锁的 (1,10) 中插入数据,所以就被堵住
  了。

到此这篇关于mysql间隙锁加锁11个规则的文章就介绍到这了,更多相关mysql间隙锁加锁内容请搜索脚本之家以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持脚本之家!

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