1 MySQL锁

1.1 Mysql锁的类型

innoDB支持三种行锁定方式：

i. 行锁（Record Lock）：锁直接加在索引记录上面（无索引项时演变成表锁）。

ii. 间隙锁（Gap Lock）：锁定索引记录间隙，确保索引记录的间隙不变。间隙锁是针对事务隔离级别为可重复读或以上级别的。

iii. Next-Key Lock ：行锁和间隙锁组合起来就是 Next-Key Lock。

1.2 mysql行锁

1.2.1 InnoDB行锁的使用条件

InnoDB支持表级锁，也支持行锁，默认是行锁

InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，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

在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。

1.2.2 InnoDB行锁的类型

InnoDB的行级锁定同样分为两种类型，共享锁和排他锁，而在锁定机制的实现过程中为了让行级锁定和表级锁定共存，InnoDB也同样使用了意向锁（表级锁定）的概念，也就有了意向共享锁和意向排他锁这两种。

如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。

四种锁的兼容方式如下：

意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预。

对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁（X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；事务可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排他锁。

共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE

排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE

用SELECT ... IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时，来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。

　　但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT... FOR UPDATE方式获得排他锁。

1.2.3 InnoDB行锁使用过程中会出现的问题

1、 访问不同的行的记录，但使用相同索引键，会出现锁冲突

2、 Mysql发现全表查找比索引查找效率高，就会使用全表查询，就会使用表锁，而不是行锁

看似命中索引，走行锁，结果却是表锁，最终导致锁等待情况

理解：

由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果是使用相同的索引键，是会出现锁冲突的。

当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。

即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据，是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的

如果MySQL认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。因此，在分析锁冲突时，别忘了检查SQL的执行计划，以确认是否真正使用了索引。

1.2.4 InnoDB行锁使用过程中问题场景

1.2.4.1 对没有索引的加锁，导致表锁

示例：

1）准备工作：建tab_no_index表，表中无任何索引，并插入数据

2）Session_1: 我们给id=1的行加上排它锁（for update），由于id没有索引，实际上是表级锁；

3）Session_2：我们给id=2的行加上排它锁（for update），由于id没有索引，所以去申请表级锁，但是却出现了锁等待！原因就是在没有索引的情况下，InnoDB只能使用表锁。

备注：MySQL中的for update 仅适用于InnoDB（因为是只有此引擎才有行级锁），并且必须开启事务，在begin与commit之间才生效。

for update是在数据库中上锁用的，可以为数据库中的行上一个排它锁。当一个事务的操作未完成时候，其他事务可以对这行读取但是不能写入或更新，只能等该事务Rollback, Commit, Lost connection…

1.2.4.2 对有索引的键值加锁，会对所有涉及到的数据行加锁

1）准备工作：对id建索引如下

2）Session_1：此时id是有索引的，我们对id=1 and name=1的一行加排它锁；

3）Session_2：访问不同于Session_1的id=1, name=5行，但是索引键值是一样的，照样等待锁，锁冲突了。

1.2.4.3 多个索引时，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行

不论什么索引，InnoDB都会使用行锁对数据加锁（对有索引的行数据）。

1）准备工作：对tab_no_index追加name索引：alter table tab_no_index add index name(name);

2）Session_1：开启事务对id=1的行加排它锁，即对name=1与name=5两个数据加锁。

3）Session_2：开启事务对name=2行加锁，因为该数据没有被加锁，索引可以获得锁

4）Session_3：再对name=5的数据进行加锁，由于该数据记录已被Session_1锁定，所以等待获得锁。

1.3 Mysql间隙锁

1.3.1 为什么要使用next-key锁(众安)

innoDB的间隙锁只存在于 RR 隔离级别。间隙锁在innoDB中的唯一作用就是在一定的“间隙”内防止其他事务的插入操作，以此防止幻读的发生：

a) 防止间隙内有新数据被插入。

b) 防止已存在的数据，更新成间隙内的数据。

1.3.2 Mysql间隙锁的加锁操作

innoDB默认的隔离级别是可重复读(Repeatable Read)，并且会以Next-Key Lock的方式对数据行进行加锁。

Next-Key Lock是行锁和间隙锁的组合，当InnoDB扫描索引记录的时候，会首先对索引记录加上行锁（Record Lock），再对索引记录两边的间隙加上间隙锁（Gap Lock）。加上间隙锁之后，其他事务就不能在这个间隙修改或者插入记录。

当查询的索引含有唯一属性（唯一索引，主键索引）时，Innodb存储引擎会对next-key lock进行优化，将其降为record lock,即仅锁住索引本身，而不是范围。

mysql的隔离级别，可以防止脏读，不可重复读，但不能防止虚读或幻读，即能防止读取未提交的数据，能防止读取已经提交的数据，但不能防止读取已经插入的数据，所以，需要引入间隙锁。

在进行当前读的情况下，对读出的数据的附近的一整个范围（“间隙”）进行加锁，保证满足查询条件的记录不能被插入。

四级隔离级别中，只有在可串行化的级别之下，才可以防止幻读的出现。事务A执行过程中，由于事务B并发插入了一条新数据，事务A两次读数据的内容不一样，出现了“虚幻”的新纪录

1.3.3 Mysql如何防止幻读

MySQL的innoDB引擎在RR级别，不能防止幻读产生，而为了防止幻读的发生，有以下两种措施：

\1) 在快照读（snapshot read）的情况下，MySQL通过MVCC（多版本并发控制）来避免幻读。

快照读，读取的是记录的可见版本 (有可能是历史版本)，不用加锁。

主要应用于无需加锁的普通查询（select）操作。

\2) 在当前读（current read）的情况下，MySQL通过next-key lock来避免幻读。

当前读，读取的是记录的最新版本，并且会对当前记录加锁，防止其他事务并发修改这条记录。

加行共享锁（SELECT ... LOCK IN SHARE MODE ）、加行排他锁（SELECT ... FOR UPDATE / INSERT / UPDATE / DELETE）的操作都会用到当前度。

1.3.4 什么情况下使用间隙锁

1、 范围条件查询中范围内的数据

当用范围条件，而不是相等条件检索数据，并请求共享或者排它锁的时候，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；

2、 不在范围内，且并不存在的

对于不在范围内的但并不存在的记录，叫做“间隙(GAP)”，InnoDB也会对这个间隙加锁，这就是所谓的间隙锁。

理解：

1、 如：select * from where id>100 for update

对id大于100的数据对加锁，但是此时数据中id只有1,2….100,101，不仅对存在的101的记录加锁，还会对大于101不存在的数据的间隙加锁。

2、 此外，对使用相等条件请求给一个不存在的记录加锁，InnoDB也会使用间隙锁，如下：

Session_1：对不存在的id=6的记录加锁

Session_2：插入id=6的记录，也会出现锁等待

1.3.5 何时使用行锁，何时产生间隙锁

1、只使用唯一索引查询，并且只锁定一条记录时，innoDB会使用行锁。

2、只使用唯一索引查询，但是检索条件是范围检索，或者是唯一检索，然而检索结果不存在（试图锁住不存在的数据）时，会产生 Next-Key Lock。

3、使用普通索引检索时，不管是何种查询，只要加锁，都会产生间隙锁。

4、同时使用唯一索引和普通索引时，由于数据行是优先根据普通索引排序，再根据唯一索引排序，所以也会产生间隙锁。

1.4 innodb是怎么实现可重复读的(众安)

通过一致性视图和多版本并发控制（MVCC）实现。

理解：

Repeatable Read（可重复读）：一个事务在执行过程中可以看到其他事务已经提交的新插入的记录（读已经提交的，其实是读早于本事务开始且已经提交的），但是不能看到其他事务对已有记录的更新（即晚于本事务开始的），并且，该事务不要求与其他事务是“可串行化”的

RR隔离级别是怎么保证这一点的呢？

通过一致性视图和多版本并发控制（MVCC）实现。

使用MVCC（多版本并发控制）。InnoDB为每行记录添加了一个版本号（系统版本号），每当修改数据时，版本号加一。

在读取事务开始时，系统会给事务一个当前版本号，事务会读取版本号<=当前版本号的数据，这时就算另一个事务插入一个数据，并立马提交，新插入这条数据的版本号会比读取事务的版本号高，因此读取事务读的数据还是不会变。

如果数据库并发控制引擎是单纯的*协议机制，则应该在读取数据的时候，判断数据项是不是其他事务更新过的。可是InnoDB没有这么做，而是通过如下方式，在RR隔离级别下为事务设置了一个“一致性读视图（即快照）”，之后读取数据，就是根据这个快照来获取，这样，就不能看到他晚于本事务的事务对已有记录的更新（更新生成新版本，必然不在旧的快照所限定的范围内）

1.5 mysql的隔离级别

mysql是如何实现可重复读的：通过mvcc多版本并发控制实现的，也就说是会在事物开始的时候，创建快照，之后查询就用这个快照进行，后续事物的更改对这个快照是不可见的，这就实现了可重复读，

mysql实现读已提交，每一个语句执行前，都会重新计算一个新的视图

快照在mvcc中是怎么工作的：innodb中每个事物都会有一个自己的事物id，并且是唯一的，递增的，