mysql间隙锁的具体使用

概述

通常用的mysql都是innodb引擎；
一般在update的时候用id都会认为是给行记录加锁；

在使用非唯一索引更新时，会遇到临键锁（范围锁）；
临键锁和表中的数据有关；

mysq版本:8隔离级别：RR可重复读

mysql的lockMode

查看锁的活动信息

-- 当前活动的锁信息
SELECT * FROM performance_schema.data_locks;

• X,REC_NOT_GAP：X代表排他锁，REC_NOT_GAP代表行锁。综合起来就是对这条数据（索引项）添加了行级排他锁;
• IX：意向排它锁。上述案例中，给表添加了一个意向排它锁。当其他事务要对全表的数据进行加锁时，那么就不需要判断每一条数据是否被加锁了。
• X,GAP:X代表排他锁；GAP代表间隙锁（前开后开,即当前的lock_data中的索引值对应的id到最近的上一个id值之间的空隙被锁定了）
• supremum pseudo-record： 是 InnoDB 中定义的一种特殊记录，我们可以理解为 +∞

X,GAP demo说明

假设表中的数据如下,age有普通BTree索引，然后事务1更新其中age为24的数据；
可以看到age=24对应的id=3加上了X排它锁,id=3的加上了行级排它锁；然后对age=24后面的age索引加了一个排他间隙锁，锁住了id范围为(3,5)时间的间隙;

综上获得了id范围为[3,5)之间的锁

-- 事务1操作
UPDATE user SET name = 'Vladimir' WHERE age = 24;

临键锁

假设有如下表；且表中数据如下；

-- 表结构如下
CREATE TABLE `user` (
  `id` int NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT '主键',
  `name` varchar(255) DEFAULT NULL COMMENT '姓名',
  `age` int DEFAULT NULL COMMENT '年龄',
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `idx_age` (`age`)
) ENGINE=InnoDB COMMENT='用户表';

捞点网图,间隙锁可以看做一个左开右闭的区间

那么在事务A中执行sql;
先select查询，查询到age=24的记录，然后继续向后查询，发现后一条是age=32,age不等于24，向后查询结束，所以在获取间隙锁(24,32]，同时当前age=24的记录会加上排它锁;

然后再向前查询前一条记录是age=10，不等于24，向前查询结束，然后会获取(10，24]的间隙锁;

综上所述，INNDB加锁首先定位到等于或者第一个大于目标值的叶子节点

事务A

-- 根据非唯一索引列 UPDATE 某条记录
UPDATE user SET name = 'Vladimir' WHERE age = 24;
-- 或根据非唯一索引列 锁住某条记录
SELECT * FROM user WHERE age = 24 FOR UPDATE;

在事务B中执行sql；会遇到间隙锁，会阻塞

INSERT INTO user VALUES(100, 'Ezreal', 30);

试验结果如下

-- 当前活动的锁信息
SELECT * FROM performance_schema.data_locks;

 案例

案例一：间隙锁简单案例

步骤	事务A	事务B
1	begin; select * from t where id = 11 for update;	-
2	-	insert into user value(12,12,12)
3	commit;	-

当有如下事务A和事务B时，事务A会对数据库表增加（10，15]这个区间锁，这时insert id = 12 的数据的时候就会因为区间锁（10，15]而被锁住无法执行。

案例二： 间隙锁死锁问题

步骤	事务A	事务B
1	begin; select * from t where id = 9 for update;	-
2	-	begin; select * from t where id = 6 for update;
3	-	insert into user value(7,7,7)
4	insert into user value(7,7,7)	-

不同于写锁相互之间是互斥的原则，间隙锁之间不是互斥的，如果一个事务A获取到了（5,10]之间的间隙锁，另一个事务B也可以获取到（5,10]之间的间隙锁。这时就可能会发生死锁问题，如下案例。
事务A获取到（5,10]之间的间隙锁不允许其他的DDL操作，在事务提交，间隙锁释放之前，事务B也获取到了间隙锁（5,10]，这时两个事务就处于死锁状态

案例三： 等值查询—唯一索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; update u set d= d+ 1 where id = 7;	-	-
2	-	insert into u (8,8,8);	-
4	-	-	update set d = d+ 1 where id = 10

1.加锁的范围是（5,10]的范围锁
2.由于数据是等值查询，并且表中最后数据id = 10 不满足id= 7的查询要求，故id=10 的行级锁退化为间隙锁，（5,10）
3.所以事务B中id=8会被锁住，而id=10的时候不会被锁住

案例四： 等值查询—普通索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; select id form t where c = 5 lock in share mode;	-	-
2	-	update t set d = d + 1 where id = 5	-
4	-	-	insert into values (7,7,7)

1.加锁的范围是（0,5]，（5,10]的范围锁
2.由于c是普通索引，根据原则4，搜索到5后继续向后遍历直到搜索到10才放弃，故加锁范围为（5,10]
3.由于查询是等值查询，并且最后一个值不满足查询要求，故间隙锁退化为（5,10）
4.因为加锁是对普通索引c加锁，而且因为索引覆盖，没有对主键进行加锁，所以事务B执行正常
5.因为加锁范围（5,10）故事务C执行阻塞
6.需要注意的是，lock in share mode 因为覆盖索引故没有锁主键索引，如果使用for update 程序会觉得之后会执行更新操作故会将主键索引一同锁住

案例五： 范围查询—唯一索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; select * form t where id >= 10 and id <11 for update	-	-
2	-	insert into values(8,8,8) insert into values(13,13,13)	-
4	-	-	update t set d = d+ 1 where id = 15

• next-key lock 增加范围锁（5,10]
• 根据原则5，唯一索引的范围查询会到第一个不符合的值位置，故增加（10，15]
  3.因为等值查询有id =10 根据原则3间隙锁升级为行锁，故剩余锁[10,15]
  4.因为查询并不是等值查询，故[10,15]不会退化成[10,15)
  5.故事务B（13,13,13）阻塞，事务C阻塞

案例六： 范围查询—普通索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; select * form t where c >= 10 and c <11 for update	-	-
2	-	insert into values(8,8,8)	-
4	-	-	update t set d = d+ 1 where c = 15

• next-key lock 增加范围锁（5,10]，（10，15]
  2.因为c是非唯一索引，故（5,10]不会退化为10
  3.因为查询并不是等值查询，故[10,15]不会退化成[10,15)
  4.所以事务B和事务C全部堵塞

案例八： 普通索引-等值问题

上面的数据增加一行（30,10,30），这样在数据库中存在的c=10的就有两条记录

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; delete from t where c = 10	-	-
2	-	insert into values(12,12,12)	-
4	-	-	update t set d = d+ 1 where c = 15

• next-key lock 增加范围锁（5,10]，（10，15]
  2.因为是等值查询故退化为（5,10]，（10，15），故事务B阻塞，事务C执行成功
  加锁的范围如下图

案例九： 普通索引-等值Limit问题

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; delete from t where c = 10 limit 2	-	-
2	-	insert into values(12,12,12)	-
4	-	-	update t set d = d+ 1 where c = 15

1.根据上面案例8改造，将delete增加limit操作2的操作
2.因为知道了数据加锁值加2条，故在加锁（5，10]之后发现已经有两条数据，故后面不在向后匹配加锁。所以事务B执行成功，加锁范围如下

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