聊聊MySQL的加锁规则《死磕MySQL系列 十五》

大家好，我是咔咔 不期速成，日拱一卒

本期来聊聊MySQL的加锁规则，知道这些规则后可以判断SQL语句的加锁范围，同时也可以写出更好的SQL语句，防止幻读问题的产生，在能力范围内最大程度的提升MySQL并发处理事务能力。

现在你应该知道了MVCC解决了快照读下的幻读问题，但当前读的幻读问题还是基于锁解决的，也就是next-key lock。

1.png

最新文章

死磕MySQL系列总目录

为什么MySQL字符串不加引号索引失效？《死磕MySQL系列 十一》

打开order by的大门，一探究竟《死磕MySQL系列 十二》

重重封锁，让你一条数据都拿不到《死磕MySQL系列 十三》

闯祸了，生成环境执行了DDL操作《死磕MySQL系列 十四》

一、了解next-key lock

在文章幻读：听说有人认为我是被MVCC干掉的这期文章中，详细说明了幻读在当前读、快照读下的解决方式。

快照读简单来说就是简单的select操作，没有加任何锁，在Innodb存储引擎下执行简单的select操作时，会记录下当前的快照读数据，之后的select会沿用第一次快照读的数据，即使有其它事务提交也不会影响当前的select结果，因此通过快照读查询的数据虽然事一致的，但有可能不是最新的数据，而是历史数据。

这个是从官方文档中获取的资料，解释在当前读下Innodb使用next-key lock锁来解决幻读问题。

“

To prevent phantoms, InnoDB uses an algorithm called next-key locking that combines index-row locking with gap locking. InnoDB performs row-level locking in such a way that when it searches or scans a table index, it sets shared or exclusive locks on the index records it encounters. Thus, the row-level locks are actually index-record locks. In addition, a next-key lock on an index record also affects the “gap” before that index record. That is, a next-key lock is an index-record lock plus a gap lock on the gap preceding the index record. If one session has a shared or exclusive lock on record R in an index, another session cannot insert a new index record in the gap immediately before R in the index order.

”

“

大致意思，为了防止幻读，Innodb使用next-key lock算法，将行锁(record lock)和间隙锁(gap lock)结合在一起。Innodb行锁在搜索或者扫描表索引时，会在遇到的索引记录上设置共享锁或者排它锁，因此行锁实际是索引记录锁。另外， 在索引记录上设置的锁同样会影响索引记录之前的“间隙(gap)”。即next-key lock是索引记录行加上索引记录之前的“gap”上的间隙锁定。

”

二、next-key lock 加锁规则

加锁规则总结为以下几点，不同MySQL版本会有微小的差异

• 查询过程中只要访问的数据都会加锁，加锁的基本单位是next-key lock，左开右闭
• 唯一索引等值查询，next-key lock退化为行锁
• 索引等值查询，需要访问到第一个不满足条件的值，此时的next-key lock会退化为间隙锁
• 索引范围查询需要访问到不满足条件的第一个值为止

之前看过丁老师的文章说是在唯一索引下，范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止，这个问题在MySQL8.0.18已经修复了

目前咔咔使用的MySQL版本是 8.0.26 ，接下来根据这几条规则设计几条SQL，一起来看看都锁了那些数据。

创建next_key_lock表，建表的初始化语句如下。

<pre class="custom" data-tool="mdnice编辑器" style="margin-top: 10px; margin-bottom: 10px; border-radius: 5px; box-shadow: rgba(0, 0, 0, 0.55) 0px 2px 10px;">CREATE TABLEnext_key_lock(idint(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,classtinyint(4) NOT NULL,namevarchar(255) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (id) USING BTREE, KEYidx_class(class`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8;

INSERT INTO next_key_lock (class,name) VALUES (1,'咔咔'),(3,'小刘'),(8,'小张'),
(15,'小李'),(20,'张但'),(25,'王五'),(25,'李四');` </pre>

三、唯一索引等值查询

下图是SQL的执行流程，分为了三个终端，按照终端顺序来执行SQL

image

分析这条SQL满足那些规则

规则一：查询过程中只要访问到的数据都会加锁，加锁的基本单位是next-key lock，左开右闭状态。

规则二：唯一索引等值查询，next-key lock退化为行锁。

规则三：索引等值查询，需要访问到第一个不满足条件的值，此时的next-key lock会退化为间隙锁

根据规则一，加锁范围为(7,∞]

根据规则二，退化为行锁，但明显此条SQL不满足条件，因为表里边就不存在id=9的这条记录，所以此条规则不生效

根据规则三，next-key lock退化为间隙锁，加锁范围为(7,∞)

结论

得知唯一索引等值查询时，行数据存在的时候是行锁，行数据不存在，那就是间隙锁。

因此终端2的语句会一直处于等待状态，直到终端1执行完成。

四、普通索引等值查询

image

分析这条SQL满足那些规则

规则一：查询过程中只要访问到的数据都会加锁，加锁的基本单位是next-key lock，左开右闭状态。

规则二：索引等值查询，需要访问到第一个不满足条件的值，此时的next-key lock会退化为间隙锁

根据规则一，加锁范围是(3,8]

根据规则二，需要访问到第一个不满足的值，加锁范围(8,15]，有因为会退化为间隙锁，加锁范围变为(8,15)

结论

三条SQL执行后，你看到的现象是MySQL2执行成功，MySQL3SQL等待

MySQL3要加入的值是9，在锁范围内所以需要等MySQL1提交事务后才可执行成功。

为什么MySQL2为什么会执行成功

总结的加锁规则中，查询过程中访问到的数据都会加锁，但MySQL2使用的覆盖索引，所以并不需要回表查询主键索引，所以主键索引上是没有加任何锁的。

你要理解这块就需要知道主键索引、普通索引的索引结构，在B+tree中主键索引叶子节点存储的是整行数据，而普通索引叶子节点存储的是主键的值。

扩展

现在你知道了在这个例子中，lock in share mode值锁覆盖索引，但是如果是for update就会给主键索引上满足条件的行加上行锁。所以你也知道了使用了覆盖索引是避免不了数据被更新的，若想实现数据避免更新就需要绕过覆盖索引的优化。

现在你应该知道使用for update会给主键索引加锁，如果查询条件为普通索引但值是存在多个相同数据的，此时的加锁就会根据主键索引加锁。

五、主键索引范围锁

image

从上图得知MySQL2和MySQL3都处于等待MySQL1中

分析这条SQL满足那些规则

规则一：访问到的数据都会加锁

规则二：唯一索引等值查询，next_key_lock退化为行锁

规则三：索引范围查询需要访问到不满足条件的第一个值为止

根据规则一，加锁范围(7,8]

根据规则二，退化为行锁，加锁范围只是id=8这一行（后边解释）

根据规则三，范围查询就往后继续找，加锁范围(8,∞]

结论

此条SQL加锁范围，行锁id=8，next_key lock(8,∞]

问题：为什么从next-key lock退化为行锁

首先你需要明白所谓的等值判断和范围判断，指的是这一行数据被查询选中的时候走的判断条件是通过 a=b 还是 a>b或a<b 来确定的，直白点就是这行数据是通过等值来的还是范围查询来的。

从SQL返回结果可得知数据是根据id=8来的，因此next-key lock会退化为行锁。

六、普通索引范围锁

执行SQL为

<pre class="custom" data-tool="mdnice编辑器" style="margin-top: 10px; margin-bottom: 10px; border-radius: 5px; box-shadow: rgba(0, 0, 0, 0.55) 0px 2px 10px;">select * from next_key_lock where class >= 8 and class<10 for update; </pre>

可以看到这个SQL跟第五案例的MySQL1的唯一区别是普通索引没有退化行锁的规则。

分析这条SQL满足那些规则

规则一：索引等值查询需要访问到第一个不满足的值，next_key lock 退化为间隙锁

规则二：索引范围查询需要访问到不满足条件的第一个值为止

根据规则一，加锁范围(7,8]

根据规则二，加锁范围(8,15]

结论

加锁范围为(7,8]、(8,15]

问题：为什么没有退化为间隙锁

仔细看规则，索引等值查询需要访问到不满足的值才会退化为间隙锁，此时是可以访问到8这个数据的，因此不会退化为间隙锁。

七、普通索引倒叙范围锁

在以上的所有案例中都是默认正序规则，接下来看下倒叙时的加锁规则是怎么样的

执行SQL为

<pre class="custom" data-tool="mdnice编辑器" style="margin-top: 10px; margin-bottom: 10px; border-radius: 5px; box-shadow: rgba(0, 0, 0, 0.55) 0px 2px 10px;">select * from next_key_lock where class >= 15 and class<=20 order by desc lock in share mode; </pre>

由于SQL加上了order by ，因此第一个要定位class索引最右边的值，也就是class=20，因为class是普通索引等值查询，因此会加上next-key lock 左开右闭(15,20]，普通索引等值查询会访问到不满足条件的值为止，所以还会继续扫描，直到遇到25，又会加上一个next-key lock (20,25]，又因为25不满足查询条件，因此会退化为间隙锁(20,25)

还有一个条件是class >= 15，向左扫描到class = 8才会停下来知道了是小于15了，加锁单位是next-key loc ，左开右闭范围是(3,8]

又因为查询是*，绕过了覆盖索引，需要回表查询，因此给主键ID也会加锁，加锁为id=4，id=5两个行锁。

结论

因此这条SQL加锁范围在索引class是(3,25)，主键索引上id=4,5两个行锁。

八、总结

本期文章带大家了解next_key lock的加锁范围，并且给大家总结了四条加锁规则，经过五个实战案例给再给大家说几个注意点。

唯一索引等值查询时next-key lock退化为行锁，这里指查询到数据，若没有查到数据则依然是间隙锁

普通索引等值查询next-key lock退化为间隙锁

最后一点当SQL加上排序时加锁规则会有一定的变化，在后期文章中咔咔也会不断的提供很多案例供大家查看。

“

坚持学习、坚持写作、坚持分享是咔咔从业以来所秉持的信念。愿文章在偌大的互联网上能给你带来一点帮助，我是咔咔，下期见。

”