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惊!史上最全的select加锁分析(Mysql)

技术杂谈 勤劳的小蚂蚁 2个月前 (01-08) 69次浏览 已收录 0个评论 扫描二维码


引言

大家在面试中有没遇到面试官问你下面六句Sql的区别呢
select * from table where id = ?
select * from table where id < ?
select * from table where id = ? lock in share mode
select * from table where id < ? lock in share mode
select * from table where id = ? for update
select * from table where id < ? for update
如果你能清楚的说出,这六句sql在不同的事务隔离级别下,是否加锁,加的是共享锁还是排他锁,是否存在间隙锁,那这篇文章就没有看的意义了。
之所以写这篇文章是因为目前为止网上这方面的文章太片面,都只说了一半,且大多没指明隔离级别,以及where后跟的是否为索引条件列。在此,我就不一一列举那些有误的文章了,大家可以自行百度一下,大多都是讲不清楚。
OK,要回答这个问题,先问自己三个问题
  • 当前事务隔离级别是什么
  • id列是否存在索引
  • 如果存在索引是聚簇索引还是非聚簇索引呢?
OK,开始回答

正文

本文假定读者,看过我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。如果没看过,额,你记得三句话吧
  • innodb一定存在聚簇索引,默认以主键作为聚簇索引
  • 有几个索引,就有几棵B+树(不考虑hash索引的情形)
  • 聚簇索引的叶子节点为磁盘上的真实数据。非聚簇索引的叶子节点还是索引,指向聚簇索引B+树。
下面啰嗦点基础知识

锁类型

共享锁(S锁):假设事务T1对数据A加上共享锁,那么事务T2可以读数据A,不能修改数据A。
排他锁(X锁):假设事务T1对数据A加上共享锁,那么事务T2不能读数据A,不能修改数据A。
我们通过updatedelete等语句加上的锁都是行级别的锁。只有LOCK TABLE … READLOCK TABLE … WRITE才能申请表级别的锁。
意向共享锁(IS锁):一个事务在获取(任何一行/或者全表)S锁之前,一定会先在所在的表上加IS锁。
意向排他锁(IX锁):一个事务在获取(任何一行/或者全表)X锁之前,一定会先在所在的表上加IX锁。
意向锁存在的目的?
OK,这里说一下意向锁存在的目的。假设事务T1,用X锁来锁住了表上的几条记录,那么此时表上存在IX锁,即意向排他锁。那么此时事务T2要进行LOCK TABLE … WRITE的表级别锁的请求,可以直接根据意向锁是否存在而判断是否有锁冲突。

加锁算法

我的说法是来自官方文档:
加上自己矫揉造作的见解得出。
ok,记得如下三种,本文就够用了
Record Locks:简单翻译为行锁吧。注意了,该锁是对索引记录进行加锁!锁是在加索引上而不是行上的。注意了,innodb一定存在聚簇索引,因此行锁最终都会落到聚簇索引上!
Gap Locks:简单翻译为间隙锁,是对索引的间隙加锁,其目的只有一个,防止其他事物插入数据。在Read Committed隔离级别下,不会使用间隙锁。这里我对官网补充一下,隔离级别比Read Committed低的情况下,也不会使用间隙锁,如隔离级别为Read Uncommited时,也不存在间隙锁。当隔离级别为Repeatable ReadSerializable时,就会存在间隙锁。
Next-Key Locks:这个理解为Record Lock+索引前面的Gap Lock。记住了,锁住的是索引前面的间隙!比如一个索引包含值,10,11,13和20。那么,间隙锁的范围如下
(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

快照读和当前读

最后一点基础知识了,大家坚持看完,这些是后面分析的基础!
在mysql中select分为快照读和当前读,执行下面的语句
select * from table where id = ?;
执行的是快照读,读的是数据库记录的快照版本,是不加锁的。(这种说法在隔离级别为Serializable中不成立,后面我会补充。)

那么,执行

select * from table where id = ? lock in share mode;
会对读取记录加S锁 (共享锁),执行
select * from table where id = ? for update
会对读取记录加X锁 (排他锁),那么
加的是表锁还是行锁呢?
针对这点,我们先回忆一下事务的四个隔离级别,他们由弱到强如下所示:
  • Read Uncommited(RU):读未提交,一个事务可以读到另一个事务未提交的数据!
  • Read Committed (RC):读已提交,一个事务可以读到另一个事务已提交的数据!
  • Repeatable Read (RR):可重复读,加入间隙锁,一定程度上避免了幻读的产生!注意了,只是一定程度上,并没有完全避免!我会在下一篇文章说明!另外就是记住从该级别才开始加入间隙锁(这句话记下来,后面有用到)!
  • Serializable:串行化,该级别下读写串行化,且所有的select语句后都自动加上lock in share mode,即使用了共享锁。因此在该隔离级别下,使用的是当前读,而不是快照读。
那么关于是表锁还是行锁,大家可以看到网上最流传的一个说法是这样的,
InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的,这一点MySQL与Oracle不同,后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。 InnoDB这种行锁实现特点意味着:只有通过索引条件检索数据,InnoDB才使用行级锁,否则,InnoDB将使用表锁!
这句话大家可以搜一下,都是你抄我的,我抄你的。那么,这句话本身有两处错误!
错误一:并不是用表锁来实现锁表的操作,而是利用了Next-Key Locks,也可以理解为是用了行锁+间隙锁来实现锁表的操作!
为了便于说明,我来个例子,假设有表数据如下,pId为主键索引
执行语句(name列无索引)
select * from table where name = `aaa` for update
那么此时在pId=1,2,7这三条记录上存在行锁(把行锁住了)。另外,在(-∞,1)(1,2)(2,7)(7,+∞)上存在间隙锁(把间隙锁住了)。因此,给人一种整个表锁住的错觉!
ps:对该结论有疑问的,可自行执行show engine innodb status;语句进行分析。
错误二:所有文章都不提隔离级别!
注意我上面说的,之所以能够锁表,是通过行锁+间隙锁来实现的。那么,RURC都不存在间隙锁,这种说法在RURC中还能成立么?
因此,该说法只在RRSerializable中是成立的。如果隔离级别为RURC,无论条件列上是否有索引,都不会锁表,只锁行!

分析

下面来对开始的问题作出解答,假设有表如下(pId为聚簇索引)

RC/RU+条件列非索引

(1)select * from table where num = 200
不加任何锁,是快照读。
(2)select * from table where num > 200
同(1)
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
当num = 200,有两条记录。这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级S锁,采用当前读。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
当num > 200,有一条记录。这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加上行级S锁,采用当前读。
(5)select * from table where num = 200 for update
当num = 200,有两条记录。这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级X锁,采用当前读。
(6)select * from table where num > 200 for update
当num > 200,有一条记录。这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加上行级X锁,采用当前读。

RC/RU+条件列是聚簇索引

恩,大家应该知道pId是主键列,因此pId用的就是聚簇索引。此情况最终结果其实和RC/RU+条件列非索引情况是类似的,但是过程不一样!
(1)select * from table where pId = 2
不加任何锁,是快照读。
(2)select * from table where pId > 2
同(1)
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
在pId=2的聚簇索引上,加S锁,为当前读。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
在pId=3,7的聚簇索引上,加S锁,为当前读。
(5)select * from table where pId = 2 for update
在pId=2的聚簇索引上,加X锁,为当前读。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3,7的聚簇索引上,加X锁,为当前读。
这里,大家可能有疑问
为什么条件列加不加索引,加锁情况是一样的?
ok,其实是不一样的。在RC/RU隔离级别中,MySQL Server做了优化。在条件列没有索引的情况下,尽管通过聚簇索引来扫描全表,进行全表加锁。但是,MySQL Server层会进行过滤并把不符合条件的锁当即释放掉,因此你看起来最终结果是一样的。但是RC/RU+条件列非索引比本例多了一个释放不符合条件的锁的过程!

RC/RU+条件列是非聚簇索引

我们在num列上建上非唯一索引。此时有一棵聚簇索引(主键索引,pId)形成的B+索引树,其叶子节点为硬盘上的真实数据。以及另一棵非聚簇索引(非唯一索引,num)形成的B+索引树,其叶子节点依然为索引节点,保存了num列的字段值,和对应的聚簇索引。
接下来分析开始
(1)select * from table where num = 200
不加任何锁,是快照读。
(2)select * from table where num > 200
同(1)
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
当num = 200,由于num列上有索引,因此先在 num = 200的两条索引记录上加行级S锁。接着,去聚簇索引树上查询,这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级S锁,采用当前读。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
当num > 200,由于num列上有索引,因此先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级S锁。接着,去聚簇索引树上查询,这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加行级S锁,采用当前读。
(5)select * from table where num = 200 for update
当num = 200,由于num列上有索引,因此先在 num = 200的两条索引记录上加行级X锁。接着,去聚簇索引树上查询,这两条记录对应的pId=2,7,因此在pId=2,7的聚簇索引上加行级X锁,采用当前读。
(6)select * from table where num > 200 for update
当num > 200,由于num列上有索引,因此先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级X锁。接着,去聚簇索引树上查询,这条记录对应的pId=3,因此在pId=3的聚簇索引上加行级X锁,采用当前读。

RR/Serializable+条件列非索引

RR级别需要多考虑的就是gap lock。本例的加锁特征在于,无论你怎么查都是锁全表。如下所示
接下来分析开始
(1)select * from table where num = 200
在RR级别下,不加任何锁,是快照读。
在Serializable级别下,在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加S锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(2)select * from table where num > 200
同(1)
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加S锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
同(3)
(5)select * from table where num = 200 for update
在pId = 1,2,3,7(全表所有记录)的聚簇索引上加X锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(6)select * from table where num > 200 for update
同(5)
RR/Serializable+条件列是聚簇索引
恩,大家应该知道pId是主键列,因此pId用的就是聚簇索引。本例的加锁特征在于,如果where后的条件为精确查询(=的情况),那么只存在record lock。如果where后的条件为范围查询(><的情况),那么存在的是record lock+gap lock。
(1)select * from table where pId = 2
在RR级别下,不加任何锁,是快照读。
在Serializable级别下,是当前读,在pId=2的聚簇索引上加S锁,不存在gap lock。
(2)select * from table where pId > 2
在RR级别下,不加任何锁,是快照读。
在Serializable级别下,是当前读,在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
是当前读,在pId=2的聚簇索引上加S锁,不存在gap lock。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
是当前读,在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(5)select * from table where pId = 2 for update
是当前读,在pId=2的聚簇索引上加X锁。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3,7的聚簇索引上加X锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where pId = 6 [lock in share mode|for update]
注意了,pId=6是不存在的列,这种情况会在(3,7)上加gap lock。
(8)select * from table where pId > 18 [lock in share mode|for update]
注意了,pId>18,查询结果是空的。在这种情况下,是在(7,+∞)上加gap lock。

RR/Serializable+条件列是非聚簇索引

这里非聚簇索引,需要区分是否为唯一索引。因为如果是非唯一索引,间隙锁的加锁方式是有区别的。
先说一下,唯一索引的情况。如果是唯一索引,情况和RR/Serializable+条件列是聚簇索引类似,唯一有区别的是:这个时候有两棵索引树,加锁是加在对应的非聚簇索引树和聚簇索引树上!大家可以自行推敲!
下面说一下,非聚簇索引是非唯一索引的情况,他和唯一索引的区别就是通过索引进行精确查询以后,不仅存在record lock,存在gap lock。而通过唯一索引进行精确查询后,存在record lock,存在gap lock。老规矩在num列建立非唯一索引
(1)select * from table where num = 200
在RR级别下,不加任何锁,是快照读。
在Serializable级别下,是当前读,在pId=2,7的聚簇索引上加S锁,在num=200的非聚集索引上加S锁,在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(2)select * from table where num > 200
在RR级别下,不加任何锁,是快照读。
在Serializable级别下,是当前读,在pId=3的聚簇索引上加S锁,在num=300的非聚集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
是当前读,在pId=2,7的聚簇索引上加S锁,在num=200的非聚集索引上加S锁,在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
是当前读,在pId=3的聚簇索引上加S锁,在num=300的非聚集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock。
(5)select * from table where num = 200 for update
是当前读,在pId=2,7的聚簇索引上加S锁,在num=200的非聚集索引上加X锁,在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(6)select * from table where num > 200 for update
是当前读,在pId=3的聚簇索引上加S锁,在num=300的非聚集索引上加X锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where num = 250 [lock in share mode|for update]
注意了,num=250是不存在的列,这种情况会在(200,300)上加gap lock。
(8)select * from table where num > 400 [lock in share mode|for update]
注意了,pId>400,查询结果是空的。在这种情况下,是在(400,+∞)上加gap lock。

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