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B1begin;
select * from t where id = 11 for update;-2-insert into user value(12,12,12)
3commit;-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B1begin;
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)
4insert 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C1begin;
update u set d= d+ 1 where id = 7;--2-insert into u (8,8,8);
-4--update set d = d+ 1 where id = 101.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C1begin;
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C1begin;
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
4.因为查询并不是等值查询,故不会退化成[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C1begin;
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C1begin;
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C1begin;
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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来源:https://www.jb51.net/database/315206cn7.htm
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