InnoDB锁初探（一）：锁分类和RR不同场景下的锁机制
Mysql数据库锁（Innodb）数据库锁是Mysql实现数据一致性的基础之一，是在事务的基础之上，基于Mysql Server层或存储引擎层实现的。
锁日志
前置条件：
set GLOBAL innodb_status_output=ON;
set GLOBAL innodb_status_output_locks=ON;查看语句：
show engine innodb status\G;锁分类
表锁与行锁
按照锁的粒度，可以分为表锁和行锁
共享锁与排他锁
[*]共享锁
1. select *** lock in share mode
2. Lock Table *** read
[*]排他锁
1. select*** for update
2. Lock Table *** write
意向锁
[*]意向锁是表级的
[*]同样具有意向共享锁（IS）、意向排他锁（IX）
[*]TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode IX、TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode IS
[*]意向锁不会与行级锁冲突，并且意向锁之间没有互斥关系
[*]意向锁的意义是用于协调表锁与行锁之间的互斥关系，确保事务可以正确的请求和释放锁。如果没有意向锁，当对全表加锁时，需要遍历全表，判断是否存在某些行记录被加了行锁，那么这个加表锁的操作的性能会差很多。有了意向锁，A事务对某行记录加锁时会先申请意向锁，申请成功后再加行锁，加锁成功后，B事务申请表级锁时会先判断表上面的意向锁是否兼容。
[*]意向共享锁（IS锁）：事务在请求S锁之前，先获取IS锁
意向排他锁（IX锁）：事务在请求X锁之前，先获取IX锁
[*]兼容性：
意向共享锁（IS）意向排他锁（IX）意向共享锁（IS）兼容兼容意向排他锁（IX）兼容兼容意向共享锁（IS）意向排他锁（IX）表级共享锁（S）兼容互斥表级排他锁（X）互斥互斥
记录锁（Record Lock）
[*]RECORD LOCKS *** index uniq_idx of table *** trx id *** lock_mode X locks rec but not gap、RECORD LOCKS *** index uniq_idx of table *** trx id *** lock_mode S locks rec but not gap
[*]基于索引创建的，受索引的影响
[*]同样具有共享、排他的区别
间隙锁（Gap Lock）
[*]间隙锁是RR模式避免幻读的基础
[*]顾名思义，锁住的是范围，比如(-∞，10),(10，15)等开区间
[*]RECORD LOCKS *** index idx_c of table *** trx id *** lock_mode X locks gap before rec
临键锁（Next-Key Locks）
[*]记录锁、间隙锁的组合就是临键锁
[*]临键锁是申请锁时，默认先申请的锁类型，如果申请失败，则进行降级，将为间隙锁或记录锁
[*]不仅锁住记录，还会锁住间隙，比如(-∞,10],(10,15]等区间，前开后闭区间
[*]RECORD LOCKS *** index idx_c of table ***trx id *** lock_mode X
插入意向锁（Insert Intention Locks）
[*]RECORD LOCKS *** index PRIMARY of table *** trx id *** lock_mode X insert intention waiting
[*]插入意向锁可以理解为特殊的Gap锁的一种，用来提高并发写的性能。当遇到主键或唯一键冲突时，会退化为读锁
[*]插入意向锁和插入意向锁之间不会互斥（只要记录本身唯一键、主键不冲突）。
示例：
事务A插入数据27时，获取到的是（25,30）的间隙锁和27的行锁，事务B插入数据28时，获取到的也是（25,30）的间隙锁和28的行锁。
因为行锁27和行锁28不是同一行，所以不会冲突，然后两个事务获取到的插入意向锁不会互相排斥，所以可以插入成功。
自增锁（AUTO-INC Locks）
[*]TABLE LOCK table *** trx id *** lock mode AUTO-INC waiting
[*]自增锁处于表级别的锁
元数据锁（metadata lock）
[*]Server层实现的锁，与引擎层无关
[*]执行select时，如果有ddl语句，那么ddl会被阻塞（非online ddl），因为select语句有metadata lock，防止元数据被改掉。
非online ddl的问题：
select操作会先获取 元数据共享锁（shared MDL），而DDL 操作会先获取元数据排他锁（exclusive MDL）, 而且不仅仅是先select后ddl 导致ddl阻塞，
而且ddl后面的select也会被阻塞，因为ddl申请元数据排他锁的优先级要比select操作的优先级要高，只有ddl操作完成后，后面的select才会顺利获取元数据共享锁，才能继续执行，因此ddl操作的花费是昂贵的，因此才出现online DDL；
锁解读
RR下的有二级索引的情况
CREATE TABLE `a` (
`a` int(11) NOT NULL,
`b` int(11) DEFAULT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
`aaa` bigint(20) DEFAULT '0',
PRIMARY KEY (`a`),
UNIQUE KEY `idx_b` (`b`),
KEY `idx_c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
select * from a WHERE c = 7 for UPDATE;MySQL thread id 10, OS thread handle 139897622177536, query id 377 172.18.0.1 wss
对a表添加意向排他锁
TABLE LOCK table `demo`.`a` trx id 480393 lock mode IX
对a表的idx_c二级索引加临键锁
RECORD LOCKS space id 97 page no 5 n bits 72 index idx_c of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
二级索引idx_c的7加锁
0: len 4; hex 80000007; asc ;;
主键索引上的3也会被加锁
1: len 4; hex 80000003; asc ;;
对主键索引加记录锁，对3进行加锁
RECORD LOCKS space id 97 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 7; compact format; info bits 0
第一个字段是主键,被加锁
0: len 4; hex 80000003; asc ;;
最近一次被更新的事务id
1: len 6; hex 000000009c29; asc );;
回滚指针
2: len 7; hex be00000147011c; asc G;;
该行第2、3、4、5个字段
3: len 4; hex 80000005; asc ;;
4: len 4; hex 80000007; asc ;;
5: len 4; hex 80000009; asc ;;
6: len 8; hex 8000000000000000; asc ;;
对idx_c索引树上加间隙锁
RECORD LOCKS space id 97 page no 5 n bits 72 index idx_c of table `demo`.`a` trx id 480393 lock_mode X locks gap before rec
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
二级索引idx_c上对9加锁
0: len 4; hex 80000009; asc ;;
主键索引上的5也会被锁住
1: len 4; hex 80000005; asc ;;RR下的无二级索引的情况
CREATE TABLE `tm` (
`i` int(11) DEFAULT NULL
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
SELECT * FROM tm WHERE i = 1 FOR UPDATE;MySQL thread id 25, OS thread handle 139897622718208, query id 556 172.18.0.1 wss
对tm表添加意向排他锁
TABLE LOCK table `demo`.`tm` trx id 480412 lock mode IX
由于表定义没有显示的索引，而InnoDB又是索引组织表，会自动创建一个索引，这里面叫index GEN_CLUST_INDEX
由于没有索引，那么会对每条记录都加上临键锁
RECORD LOCKS space id 110 page no 3 n bits 80 index GEN_CLUST_INDEX of table `demo`.`tm` trx id 480412 lock_mode X
supremum 指的是页里面的最后一条记录（伪记录，通过select查不到，并不是真实记录）；还有Infimum表示页面中的第一个记录（伪记录）
通过supremum 锁住index GEN_CLUST_INDEX的最大值到正无穷大的区间，这样就可以锁住全部记录，以及全部间隙，相当于表锁
Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;;
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000300; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea000001960110; asc ;;
3: len 4; hex 80000001; asc ;;
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000301; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea00000196011e; asc ;;
3: len 4; hex 80000002; asc ;;
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000302; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea00000196012c; asc ,;;
3: len 4; hex 80000003; asc ;;
Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000303; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea00000196013a; asc :;;
3: len 4; hex 80000004; asc ;;
Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000304; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea000001960148; asc H;;
3: len 4; hex 80000005; asc ;;
Record lock, heap no 7 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000305; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea000001960156; asc V;;
3: len 4; hex 80000005; asc ;;
Record lock, heap no 8 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000306; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea000001960164; asc d;;
3: len 4; hex 80000005; asc ;;
Record lock, heap no 9 PHYSICAL RECORD: n_fields 4; compact format; info bits 0
0: len 6; hex 000000000307; asc ;;
1: len 6; hex 00000007548e; asc T ;;
2: len 7; hex ea000001960172; asc r;;
3: len 4; hex 80000005; asc ;;锁算法
自增锁
自增列的维护与数据的新增有关，任何产生新数据的语句都可以称为”Insert like“，大致分3种，分别是simple insert、bulk inserts、mixed-mode inserts
simple insert：插入记录的行数时确定的，比如：insert into values、replace
bulk inserts：插入的记录行数不能马上确定的，比如：insert ...select ...，replace ... select和load data
mixed-mode inserts：部分自增列的值给定或者不给定，比如INSERT INTO t1 (c1,c2) VALUES (1,'a'), (NULL,'b'), (5,'c'), (NULL,'d');和INSERT ... ON DUPLICATE KEY UPDATE
死锁
自增锁死锁常常出现在数据迁移过程中。常见的数据迁移大多以双写来实现，类似一个进程负责从旧表往新表写（insert ...select ...），而应用程序则继续往新表写，此时新表可能会发生死锁。
锁模式
[*]innodb_autoinc_lock_mode = 0 (“traditional” lock mode)
任何一种insert-like语句，都会产生一个表级的自增锁，性能差，但是足够安全
[*]innodb_autoinc_lock_mode = 1 (“consecutive” lock mode)
这是默认的锁模式，当发生bulk inserts时，会产生一个表级的自增锁直到语句执行结束，注意不是事务结束。对于simple insert，则使用轻量锁，只要获取相应的auto increment就释放锁，不会等待语句结束。当表被加上自增锁后，这种轻量锁不会加锁成功，会等待。
优点是性能较好，缺点还是会产生表级的自增锁，因为要保证自增id的连续性，防止bulk inserts时，被其他insert 语句抢走 auto increment值。
[*]innodb_autoinc_lock_mode = 2 (“interleaved” lock mode)
当进行bulk insert 时，不会产生表级别的自增锁，因为他是允许其他insert 插入的，新增一条记录，插入分配一个auto increment值，不会预分配。
优点是性能较好，缺点是一次bulk inserts 产生的自增列并不是连续的，同时SBR模式下的主从复制可能会产生数据不一致错误，该错误可以通过将主从复制改为RBR模式。
PS：SBR模式的主从复制：binlog格式以statement的日志格式；RBR模式的主从复制：binlog格式以基于行（Row）的日志格式（推荐）。
优化
如果binlog-format是row模式的，而且不关心一条bulk insert的自增列的值连续且提交顺序与自增列值大小的顺序一致，那么可以设置innodb_autoinc_lock_mode = 2 来提高性能
一条bulk insert 自增列是否连续有时候会影响分页查询，有时候为了解决深分页查询问题，会采用每次分页查询的最大值来进行分页，比如
select * from xx where id>1 limit N
select * from xx where id>1+N limit N
select * from xx where id>1+N+N limit N当id=101的记录先提交，该记录的值刚好是当前页的最大值，此时id=100数据被提交，那么下次分页查询会从101开始查询，就会造成这次翻页的数据存在缺失的情况。如果分页查询中包含oder by id的查询或者有and create_time < (now() - INTERVAL 5 second)，那么可以通过往前翻页来找到，但是归根结底当前分页的数据需要等待100数据被提交后刷新分页来解决。
通用锁
<ul>锁是在索引上实现的
假设有一个key，有5条记录， 1，3，5，7，9.如果where idnext-rec: 表示M的下一条记录
M->pre-rec: 表示M的前一条记录
</ol>第一轮总结
[*]等值查询M，非唯一索引的加锁逻辑
(M->pre-rec,M],(M,M->next-rec]
[*]等值查询M，唯一键的加锁逻辑
, next-lock 降级为 record locks
[*]>= ，非唯一索引的加锁逻辑
(M->pre_rec,M],(M,M->next-rec]....(∞]
[*]>= ，唯一索引的加锁逻辑
(M->pre_rec,M],(M,M->next-rec]....(∞]
[*]next-rec]
[*]next-rec]
[*]>, 非唯一索引的加锁逻辑
(M,M->next-rec] ... (∞]
[*]>, 唯一索引的加锁逻辑
(M,M->next-rec] ... (∞]
[*]< , 非唯一索引的加锁逻辑
(-∞] ... (M->pre_rec,M]
[*]< , 唯一索引的加锁逻辑
(-∞] ... (M->pre_rec,M]
第二轮总结合并
[*]等值查询M，非唯一索引的加锁逻辑
(M->pre-rec,M],(M,M->next-rec]
[*]等值查询M，唯一键的加锁逻辑
, next-lock 降级为 record locks
这里大家还记得之前讲过的通用算法吗：
next-key lock 降级为 record lock的情况：
如果是唯一索引，且查询条件得到的结果集是1条记录（等值，而不是范围），那么会降级为记录锁
[*]>= ，加锁逻辑
(M->pre_rec,M],(M,M->next-rec]....(∞]
[*]>,加锁逻辑
(M,M->next-rec] ... (∞]
[*]next-rec]
[*]< , 加锁逻辑
(-∞] ... (M->pre_rec,M]
最后的疑问和总结
为什么要对M->next-rec 或者M->pre-rec ？
因为为了防止幻读。
RR下的Insert锁机制
Insert 的流程(没有唯一索引的情况)： insert N
[*]找到大于N的第一条记录M
[*]如果M上面没有gap ， next-key locking的话，可以插入， 否则等待(对其next-rec加insert intension lock，由于有gap锁，所以等待)
Insert 的流程(有唯一索引的情况)： insert N
[*]找到大于N的第一条记录M，以及前一条记录P
[*]如果M上面没有gap ， next-key locking的话，进入第三步骤， 否则等待(对其next-rec加insert intension lock，由于有gap锁，所以等待)
[*]检查p：
判断p是否等于n：
如果不等: 则完成插入（结束）
如果相等：
再判断P 是否有锁，
如果没有锁:
报1062错误（duplicate key） --说明该记录已经存在，报重复值错误
加S-lock--说明该记录被标记为删除, 事务已经提交，还没来得及purge
如果有锁: 则加S-lock--说明该记录被标记为删除，事务还未提交.
[*]insert intension lock 有什么用呢？锁的兼容矩阵是啥？
[*]insert intension lock 是一种特殊的Gap lock，记住非常特殊哦
[*]insert intension lock 和 insert intension lock 是兼容的，其次都是不兼容的
[*]Gap lock 是为了防止insert， insert intension lock 是为了insert并发更快，两者是有区别的
[*]什么情况下会出发insert intension lock ？
当insert的记录M的 next-record 加了Gap lock才会发生，record lock并不会触发
参考资料
[*]http://keithlan.github.io/2017/06/05/innodb_locks_1/
[*]https://www.hhcycj.com/post/item/441.html
[*]https://baijiahao.baidu.com/s?id=1744632613955812703&wfr=spider&for=pc
来源:https://www.cnblogs.com/mwss/p/17496498.html
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