javaweb(三十八)——mysql事務和鎖InnoDB(擴展)

MySQL/InnoDB的加鎖分析，一直是一個比較困難的話題。我在工作過程中，經常會有同事咨詢這方面的問題。同時，微博上也經常會收到MySQL鎖相關的私信，讓我幫助解決一些死鎖的問題。本文，準備就MySQL/InnoDB的加鎖問題，展開較為深入的分析與討論，主要是介紹一種思路，運用此思路，拿到任何一條SQL語句，都能完整的分析出這條語句會加什么鎖？會有什么樣的使用風險？甚至是分析線上的一個死鎖場景，了解死鎖產生的原因。

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注：MySQL是一個支持插件式存儲引擎的數據庫系統。本文下面的所有介紹，都是基于InnoDB存儲引擎，其他引擎的表現，會有較大的區別。

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1. MVCC：Snapshot Read vs Current Read

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MySQL InnoDB存儲引擎，實現的是基于多版本的并發控制協議——MVCC (Multi-Version Concurrency Control) (注：與MVCC相對的，是基于鎖的并發控制，Lock-Based Concurrency Control)。MVCC最大的好處，相信也是耳熟能詳：讀不加鎖，讀寫不沖突。在讀多寫少的OLTP應用中，讀寫不沖突是非常重要的，極大的增加了系統的并發性能，這也是為什么現階段，幾乎所有的RDBMS，都支持了MVCC。

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在MVCC并發控制中，讀操作可以分成兩類：快照讀 (snapshot read)與當前讀 (current read)。快照讀，讀取的是記錄的可見版本 (有可能是歷史版本)，不用加鎖。當前讀，讀取的是記錄的最新版本，并且，當前讀返回的記錄，都會加上鎖，保證其他事務不會再并發修改這條記錄。

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在一個支持MVCC并發控制的系統中，哪些讀操作是快照讀？哪些操作又是當前讀呢？以MySQL InnoDB為例：

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• 快照讀：簡單的select操作，屬于快照讀，不加鎖。(當然，也有例外，下面會分析)
  • select * from table where ?;

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• 當前讀：特殊的讀操作，插入/更新/刪除操作，屬于當前讀，需要加鎖。
  • select * from table where ? lock in share mode;
  • select * from table where ? for update;
  • insert into table values (…);
  • update table set ? where ?;
  • delete from table where ?;

  所有以上的語句，都屬于當前讀，讀取記錄的最新版本。并且，讀取之后，還需要保證其他并發事務不能修改當前記錄，對讀取記錄加鎖。其中，除了第一條語句，對讀取記錄加S鎖 (共享鎖)外，其他的操作，都加的是X鎖 (排它鎖)。

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為什么將 插入/更新/刪除 操作，都歸為當前讀？可以看看下面這個 更新 操作，在數據庫中的執行流程：

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從圖中，可以看到，一個Update操作的具體流程。當Update SQL被發給MySQL后，MySQL Server會根據where條件，讀取第一條滿足條件的記錄，然后InnoDB引擎會將第一條記錄返回，并加鎖 (current read)。待MySQL Server收到這條加鎖的記錄之后，會再發起一個Update請求，更新這條記錄。一條記錄操作完成，再讀取下一條記錄，直至沒有滿足條件的記錄為止。因此，Update操作內部，就包含了一個當前讀。同理，Delete操作也一樣。Insert操作會稍微有些不同，簡單來說，就是Insert操作可能會觸發Unique Key的沖突檢查，也會進行一個當前讀。

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注：根據上圖的交互，針對一條當前讀的SQL語句，InnoDB與MySQL Server的交互，是一條一條進行的，因此，加鎖也是一條一條進行的。先對一條滿足條件的記錄加鎖，返回給MySQL Server，做一些DML操作；然后在讀取下一條加鎖，直至讀取完畢。

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1. Cluster Index：聚簇索引

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InnoDB存儲引擎的數據組織方式，是聚簇索引表：完整的記錄，存儲在主鍵索引中，通過主鍵索引，就可以獲取記錄所有的列。關于聚簇索引表的組織方式，可以參考MySQL的官方文檔：Clustered and Secondary Indexes?。本文假設讀者對這個，已經有了一定的認識，就不再做具體的介紹。接下來的部分，主鍵索引/聚簇索引 兩個名稱，會有一些混用，望讀者知曉。

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1. 2PL：Two-Phase Locking

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傳統RDBMS加鎖的一個原則，就是2PL (二階段鎖)：Two-Phase Locking。相對而言，2PL比較容易理解，說的是鎖操作分為兩個階段：加鎖階段與解鎖階段，并且保證加鎖階段與解鎖階段不相交。下面，仍舊以MySQL為例，來簡單看看2PL在MySQL中的實現。

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從上圖可以看出，2PL就是將加鎖/解鎖分為兩個完全不相交的階段。加鎖階段：只加鎖，不放鎖。解鎖階段：只放鎖，不加鎖。

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1. Isolation Level

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隔離級別：Isolation Level，也是RDBMS的一個關鍵特性。相信對數據庫有所了解的朋友，對于4種隔離級別：Read Uncommited，Read Committed，Repeatable Read，Serializable，都有了深入的認識。本文不打算討論數據庫理論中，是如何定義這4種隔離級別的含義的，而是跟大家介紹一下MySQL/InnoDB是如何定義這4種隔離級別的。

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MySQL/InnoDB定義的4種隔離級別：

• Read Uncommited
  

  可以讀取未提交記錄。此隔離級別，不會使用，忽略。

• Read Committed (RC)
  

  快照讀忽略，本文不考慮。

  針對當前讀，RC隔離級別保證對讀取到的記錄加鎖 (記錄鎖)，存在幻讀現象。

• Repeatable Read (RR)
  

  快照讀忽略，本文不考慮。

  針對當前讀，RR隔離級別保證對讀取到的記錄加鎖 (記錄鎖)，同時保證對讀取的范圍加鎖，新的滿足查詢條件的記錄不能夠插入 (間隙鎖)，不存在幻讀現象。

• Serializable
  

  從MVCC并發控制退化為基于鎖的并發控制。不區別快照讀與當前讀，所有的讀操作均為當前讀，讀加讀鎖 (S鎖)，寫加寫鎖 (X鎖)。

  Serializable隔離級別下，讀寫沖突，因此并發度急劇下降，在MySQL/InnoDB下不建議使用。
  

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1. 一條簡單SQL的加鎖實現分析

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在介紹完一些背景知識之后，本文接下來將選擇幾個有代表性的例子，來詳細分析MySQL的加鎖處理。當然，還是從最簡單的例子說起。經常有朋友發給我一個SQL，然后問我，這個SQL加什么鎖？就如同下面兩條簡單的SQL，他們加什么鎖？

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• SQL1：select * from t1 where id = 10;
• SQL2：delete from t1 where id = 10;

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針對這個問題，該怎么回答？我能想象到的一個答案是：

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• SQL1：不加鎖。因為MySQL是使用多版本并發控制的，讀不加鎖。
• SQL2：對id = 10的記錄加寫鎖 (走主鍵索引)。

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這個答案對嗎？說不上來。即可能是正確的，也有可能是錯誤的，已知條件不足，這個問題沒有答案。如果讓我來回答這個問題，我必須還要知道以下的一些前提，前提不同，我能給出的答案也就不同。要回答這個問題，還缺少哪些前提條件？

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• 前提一：id列是不是主鍵？

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• 前提二：當前系統的隔離級別是什么？

• 前提三：id列如果不是主鍵，那么id列上有索引嗎？

• 前提四：id列上如果有二級索引，那么這個索引是唯一索引嗎？

• 前提五：兩個SQL的執行計劃是什么？索引掃描？全表掃描？

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沒有這些前提，直接就給定一條SQL，然后問這個SQL會加什么鎖，都是很業余的表現。而當這些問題有了明確的答案之后，給定的SQL會加什么鎖，也就一目了然。下面，我將這些問題的答案進行組合，然后按照從易到難的順序，逐個分析每種組合下，對應的SQL會加哪些鎖？

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注：下面的這些組合，我做了一個前提假設，也就是有索引時，執行計劃一定會選擇使用索引進行過濾 (索引掃描)。但實際情況會復雜很多，真正的執行計劃，還是需要根據MySQL輸出的為準。

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• 組合一：id列是主鍵，RC隔離級別
• 組合二：id列是二級唯一索引，RC隔離級別
• 組合三：id列是二級非唯一索引，RC隔離級別
• 組合四：id列上沒有索引，RC隔離級別
• 組合五：id列是主鍵，RR隔離級別
• 組合六：id列是二級唯一索引，RR隔離級別
• 組合七：id列是二級非唯一索引，RR隔離級別
• 組合八：id列上沒有索引，RR隔離級別
• 組合九：Serializable隔離級別

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排列組合還沒有列舉完全，但是看起來，已經很多了。真的有必要這么復雜嗎？事實上，要分析加鎖，就是需要這么復雜。但是從另一個角度來說，只要你選定了一種組合，SQL需要加哪些鎖，其實也就確定了。接下來，就讓我們來逐個分析這9種組合下的SQL加鎖策略。

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注：在前面八種組合下，也就是RC，RR隔離級別下，SQL1：select操作均不加鎖，采用的是快照讀，因此在下面的討論中就忽略了，主要討論SQL2：delete操作的加鎖。

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1. 組合一：id主鍵+RC

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這個組合，是最簡單，最容易分析的組合。id是主鍵，Read Committed隔離級別，給定SQL：delete from t1 where id = 10; 只需要將主鍵上，id = 10的記錄加上X鎖即可。如下圖所示：

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結論：id是主鍵時，此SQL只需要在id=10這條記錄上加X鎖即可。

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1. 組合二：id唯一索引+RC

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這個組合，id不是主鍵，而是一個Unique的二級索引鍵值。那么在RC隔離級別下，delete from t1 where id = 10; 需要加什么鎖呢？見下圖：

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此組合中，id是unique索引，而主鍵是name列。此時，加鎖的情況由于組合一有所不同。由于id是unique索引，因此delete語句會選擇走id列的索引進行where條件的過濾，在找到id=10的記錄后，首先會將unique索引上的id=10索引記錄加上X鎖，同時，會根據讀取到的name列，回主鍵索引(聚簇索引)，然后將聚簇索引上的name = ‘d’ 對應的主鍵索引項加X鎖。為什么聚簇索引上的記錄也要加鎖？試想一下，如果并發的一個SQL，是通過主鍵索引來更新：update t1 set id = 100 where name = ‘d’; 此時，如果delete語句沒有將主鍵索引上的記錄加鎖，那么并發的update就會感知不到delete語句的存在，違背了同一記錄上的更新/刪除需要串行執行的約束。

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結論：若id列是unique列，其上有unique索引。那么SQL需要加兩個X鎖，一個對應于id unique索引上的id = 10的記錄，另一把鎖對應于聚簇索引上的[name='d',id=10]的記錄。

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1. 組合三：id非唯一索引+RC

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相對于組合一、二，組合三又發生了變化，隔離級別仍舊是RC不變，但是id列上的約束又降低了，id列不再唯一，只有一個普通的索引。假設delete from t1 where id = 10; 語句，仍舊選擇id列上的索引進行過濾where條件，那么此時會持有哪些鎖？同樣見下圖：

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根據此圖，可以看到，首先，id列索引上，滿足id = 10查詢條件的記錄，均已加鎖。同時，這些記錄對應的主鍵索引上的記錄也都加上了鎖。與組合二唯一的區別在于，組合二最多只有一個滿足等值查詢的記錄，而組合三會將所有滿足查詢條件的記錄都加鎖。

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結論：若id列上有非唯一索引，那么對應的所有滿足SQL查詢條件的記錄，都會被加鎖。同時，這些記錄在主鍵索引上的記錄，也會被加鎖。

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1. 組合四：id無索引+RC

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相對于前面三個組合，這是一個比較特殊的情況。id列上沒有索引，where id = 10;這個過濾條件，沒法通過索引進行過濾，那么只能走全表掃描做過濾。對應于這個組合，SQL會加什么鎖？或者是換句話說，全表掃描時，會加什么鎖？這個答案也有很多：有人說會在表上加X鎖；有人說會將聚簇索引上，選擇出來的id = 10;的記錄加上X鎖。那么實際情況呢？請看下圖：

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由于id列上沒有索引，因此只能走聚簇索引，進行全部掃描。從圖中可以看到，滿足刪除條件的記錄有兩條，但是，聚簇索引上所有的記錄，都被加上了X鎖。無論記錄是否滿足條件，全部被加上X鎖。既不是加表鎖，也不是在滿足條件的記錄上加行鎖。

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有人可能會問？為什么不是只在滿足條件的記錄上加鎖呢？這是由于MySQL的實現決定的。如果一個條件無法通過索引快速過濾，那么存儲引擎層面就會將所有記錄加鎖后返回，然后由MySQL Server層進行過濾。因此也就把所有的記錄，都鎖上了。

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注：在實際的實現中，MySQL有一些改進，在MySQL Server過濾條件，發現不滿足后，會調用unlock_row方法，把不滿足條件的記錄放鎖 (違背了2PL的約束)。這樣做，保證了最后只會持有滿足條件記錄上的鎖，但是每條記錄的加鎖操作還是不能省略的。

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結論：若id列上沒有索引，SQL會走聚簇索引的全掃描進行過濾，由于過濾是由MySQL Server層面進行的。因此每條記錄，無論是否滿足條件，都會被加上X鎖。但是，為了效率考量，MySQL做了優化，對于不滿足條件的記錄，會在判斷后放鎖，最終持有的，是滿足條件的記錄上的鎖，但是不滿足條件的記錄上的加鎖/放鎖動作不會省略。同時，優化也違背了2PL的約束。

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1. 組合五：id主鍵+RR

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上面的四個組合，都是在Read Committed隔離級別下的加鎖行為，接下來的四個組合，是在Repeatable Read隔離級別下的加鎖行為。

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組合五，id列是主鍵列，Repeatable Read隔離級別，針對delete from t1 where id = 10; 這條SQL，加鎖與組合一：[id主鍵，Read Committed]一致。

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1. 組合六：id唯一索引+RR

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與組合五類似，組合六的加鎖，與組合二：[id唯一索引，Read Committed]一致。兩個X鎖，id唯一索引滿足條件的記錄上一個，對應的聚簇索引上的記錄一個。

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1. 組合七：id非唯一索引+RR

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還記得前面提到的MySQL的四種隔離級別的區別嗎？RC隔離級別允許幻讀，而RR隔離級別，不允許存在幻讀。但是在組合五、組合六中，加鎖行為又是與RC下的加鎖行為完全一致。那么RR隔離級別下，如何防止幻讀呢？問題的答案，就在組合七中揭曉。

組合七，Repeatable Read隔離級別，id上有一個非唯一索引，執行delete from t1 where id = 10; 假設選擇id列上的索引進行條件過濾，最后的加鎖行為，是怎么樣的呢？同樣看下面這幅圖：

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此圖，相對于組合三：[id列上非唯一鎖，Read Committed]看似相同，其實卻有很大的區別。最大的區別在于，這幅圖中多了一個GAP鎖，而且GAP鎖看起來也不是加在記錄上的，倒像是加載兩條記錄之間的位置，GAP鎖有何用？

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其實這個多出來的GAP鎖，就是RR隔離級別，相對于RC隔離級別，不會出現幻讀的關鍵。確實，GAP鎖鎖住的位置，也不是記錄本身，而是兩條記錄之間的GAP。所謂幻讀，就是同一個事務，連續做兩次當前讀 (例如：select * from t1 where id = 10 for update;)，那么這兩次當前讀返回的是完全相同的記錄 (記錄數量一致，記錄本身也一致)，第二次的當前讀，不會比第一次返回更多的記錄 (幻象)。

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如何保證兩次當前讀返回一致的記錄，那就需要在第一次當前讀與第二次當前讀之間，其他的事務不會插入新的滿足條件的記錄并提交。為了實現這個功能，GAP鎖應運而生。

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如圖中所示，有哪些位置可以插入新的滿足條件的項 (id = 10)，考慮到B+樹索引的有序性，滿足條件的項一定是連續存放的。記錄[6,c]之前，不會插入id=10的記錄；[6,c]與[10,b]間可以插入[10, aa]；[10,b]與[10,d]間，可以插入新的[10,bb],[10,c]等；[10,d]與[11,f]間可以插入滿足條件的[10,e],[10,z]等；而[11,f]之后也不會插入滿足條件的記錄。因此，為了保證[6,c]與[10,b]間，[10,b]與[10,d]間，[10,d]與[11,f]不會插入新的滿足條件的記錄，MySQL選擇了用GAP鎖，將這三個GAP給鎖起來。

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Insert操作，如insert [10,aa]，首先會定位到[6,c]與[10,b]間，然后在插入前，會檢查這個GAP是否已經被鎖上，如果被鎖上，則Insert不能插入記錄。因此，通過第一遍的當前讀，不僅將滿足條件的記錄鎖上 (X鎖)，與組合三類似。同時還是增加3把GAP鎖，將可能插入滿足條件記錄的3個GAP給鎖上，保證后續的Insert不能插入新的id=10的記錄，也就杜絕了同一事務的第二次當前讀，出現幻象的情況。

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有心的朋友看到這兒，可以會問：既然防止幻讀，需要靠GAP鎖的保護，為什么組合五、組合六，也是RR隔離級別，卻不需要加GAP鎖呢？

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首先，這是一個好問題。其次，回答這個問題，也很簡單。GAP鎖的目的，是為了防止同一事務的兩次當前讀，出現幻讀的情況。而組合五，id是主鍵；組合六，id是unique鍵，都能夠保證唯一性。一個等值查詢，最多只能返回一條記錄，而且新的相同取值的記錄，一定不會在新插入進來，因此也就避免了GAP鎖的使用。其實，針對此問題，還有一個更深入的問題：如果組合五、組合六下，針對SQL：select * from t1 where id = 10 for update; 第一次查詢，沒有找到滿足查詢條件的記錄，那么GAP鎖是否還能夠省略？此問題留給大家思考。

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結論：Repeatable Read隔離級別下，id列上有一個非唯一索引，對應SQL：delete from t1 where id = 10; 首先，通過id索引定位到第一條滿足查詢條件的記錄，加記錄上的X鎖，加GAP上的GAP鎖，然后加主鍵聚簇索引上的記錄X鎖，然后返回；然后讀取下一條，重復進行。直至進行到第一條不滿足條件的記錄[11,f]，此時，不需要加記錄X鎖，但是仍舊需要加GAP鎖，最后返回結束。

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1. 組合八：id無索引+RR

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組合八，Repeatable Read隔離級別下的最后一種情況，id列上沒有索引。此時SQL：delete from t1 where id = 10; 沒有其他的路徑可以選擇，只能進行全表掃描。最終的加鎖情況，如下圖所示：

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如圖，這是一個很恐怖的現象。首先，聚簇索引上的所有記錄，都被加上了X鎖。其次，聚簇索引每條記錄間的間隙(GAP)，也同時被加上了GAP鎖。這個示例表，只有6條記錄，一共需要6個記錄鎖，7個GAP鎖。試想，如果表上有1000萬條記錄呢？

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在這種情況下，這個表上，除了不加鎖的快照度，其他任何加鎖的并發SQL，均不能執行，不能更新，不能刪除，不能插入，全表被鎖死。

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當然，跟組合四：[id無索引, Read Committed]類似，這個情況下，MySQL也做了一些優化，就是所謂的semi-consistent read。semi-consistent read開啟的情況下，對于不滿足查詢條件的記錄，MySQL會提前放鎖。針對上面的這個用例，就是除了記錄[d,10]，[g,10]之外，所有的記錄鎖都會被釋放，同時不加GAP鎖。semi-consistent read如何觸發：要么是read committed隔離級別；要么是Repeatable Read隔離級別，同時設置了innodb_locks_unsafe_for_binlog?參數。更詳細的關于semi-consistent read的介紹，可參考我之前的一篇博客：MySQL+InnoDB semi-consitent read原理及實現分析?。

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結論：在Repeatable Read隔離級別下，如果進行全表掃描的當前讀，那么會鎖上表中的所有記錄，同時會鎖上聚簇索引內的所有GAP，杜絕所有的并發 更新/刪除/插入 操作。當然，也可以通過觸發semi-consistent read，來緩解加鎖開銷與并發影響，但是semi-consistent read本身也會帶來其他問題，不建議使用。

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1. 組合九：Serializable

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針對前面提到的簡單的SQL，最后一個情況：Serializable隔離級別。對于SQL2：delete from t1 where id = 10; 來說，Serializable隔離級別與Repeatable Read隔離級別完全一致，因此不做介紹。

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Serializable隔離級別，影響的是SQL1：select * from t1 where id = 10; 這條SQL，在RC，RR隔離級別下，都是快照讀，不加鎖。但是在Serializable隔離級別，SQL1會加讀鎖，也就是說快照讀不復存在，MVCC并發控制降級為Lock-Based CC。

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結論：在MySQL/InnoDB中，所謂的讀不加鎖，并不適用于所有的情況，而是隔離級別相關的。Serializable隔離級別，讀不加鎖就不再成立，所有的讀操作，都是當前讀。

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1. 一條復雜的SQL

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寫到這里，其實MySQL的加鎖實現也已經介紹的八八九九。只要將本文上面的分析思路，大部分的SQL，都能分析出其會加哪些鎖。而這里，再來看一個稍微復雜點的SQL，用于說明MySQL加鎖的另外一個邏輯。SQL用例如下：

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如圖中的SQL，會加什么鎖？假定在Repeatable Read隔離級別下 (Read Committed隔離級別下的加鎖情況，留給讀者分析。)，同時，假設SQL走的是idx_t1_pu索引。

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在詳細分析這條SQL的加鎖情況前，還需要有一個知識儲備，那就是一個SQL中的where條件如何拆分？具體的介紹，建議閱讀我之前的一篇文章：SQL中的where條件，在數據庫中提取與應用淺析?。在這里，我直接給出分析后的結果：

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• Index key：pubtime > 1 and puptime < 20。此條件，用于確定SQL在idx_t1_pu索引上的查詢范圍。

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• Index Filter：userid = ‘hdc’ 。此條件，可以在idx_t1_pu索引上進行過濾，但不屬于Index Key。

• Table Filter：comment is not NULL。此條件，在idx_t1_pu索引上無法過濾，只能在聚簇索引上過濾。

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在分析出SQL where條件的構成之后，再來看看這條SQL的加鎖情況 (RR隔離級別)，如下圖所示：

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從圖中可以看出，在Repeatable Read隔離級別下，由Index Key所確定的范圍，被加上了GAP鎖；Index Filter鎖給定的條件 (userid = ‘hdc’)何時過濾，視MySQL的版本而定，在MySQL 5.6版本之前，不支持Index Condition Pushdown(ICP)，因此Index Filter在MySQL Server層過濾，在5.6后支持了Index Condition Pushdown，則在index上過濾。若不支持ICP，不滿足Index Filter的記錄，也需要加上記錄X鎖，若支持ICP，則不滿足Index Filter的記錄，無需加記錄X鎖 (圖中，用紅色箭頭標出的X鎖，是否要加，視是否支持ICP而定)；而Table Filter對應的過濾條件，則在聚簇索引中讀取后，在MySQL Server層面過濾，因此聚簇索引上也需要X鎖。最后，選取出了一條滿足條件的記錄[8,hdc,d,5,good]，但是加鎖的數量，要遠遠大于滿足條件的記錄數量。

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結論：在Repeatable Read隔離級別下，針對一個復雜的SQL，首先需要提取其where條件。Index Key確定的范圍，需要加上GAP鎖；Index Filter過濾條件，視MySQL版本是否支持ICP，若支持ICP，則不滿足Index Filter的記錄，不加X鎖，否則需要X鎖；Table Filter過濾條件，無論是否滿足，都需要加X鎖。

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1. 死鎖原理與分析

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本文前面的部分，基本上已經涵蓋了MySQL/InnoDB所有的加鎖規則。深入理解MySQL如何加鎖，有兩個比較重要的作用：

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• 可以根據MySQL的加鎖規則，寫出不會發生死鎖的SQL；

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• 可以根據MySQL的加鎖規則，定位出線上產生死鎖的原因；

下面，來看看兩個死鎖的例子 (一個是兩個Session的兩條SQL產生死鎖；另一個是兩個Session的一條SQL，產生死鎖)：

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上面的兩個死鎖用例。第一個非常好理解，也是最常見的死鎖，每個事務執行兩條SQL，分別持有了一把鎖，然后加另一把鎖，產生死鎖。

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第二個用例，雖然每個Session都只有一條語句，仍舊會產生死鎖。要分析這個死鎖，首先必須用到本文前面提到的MySQL加鎖的規則。針對Session 1，從name索引出發，讀到的[hdc, 1]，[hdc, 6]均滿足條件，不僅會加name索引上的記錄X鎖，而且會加聚簇索引上的記錄X鎖，加鎖順序為先[1,hdc,100]，后[6,hdc,10]。而Session 2，從pubtime索引出發，[10,6],[100,1]均滿足過濾條件，同樣也會加聚簇索引上的記錄X鎖，加鎖順序為[6,hdc,10]，后[1,hdc,100]。發現沒有，跟Session 1的加鎖順序正好相反，如果兩個Session恰好都持有了第一把鎖，請求加第二把鎖，死鎖就發生了。

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結論：死鎖的發生與否，并不在于事務中有多少條SQL語句，死鎖的關鍵在于：兩個(或以上)的Session加鎖的順序不一致。而使用本文上面提到的，分析MySQL每條SQL語句的加鎖規則，分析出每條語句的加鎖順序，然后檢查多個并發SQL間是否存在以相反的順序加鎖的情況，就可以分析出各種潛在的死鎖情況，也可以分析出線上死鎖發生的原因。

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1. 總結

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寫到這兒，本文也告一段落，做一個簡單的總結，要做的完全掌握MySQL/InnoDB的加鎖規則，甚至是其他任何數據庫的加鎖規則，需要具備以下的一些知識點：

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• 了解數據庫的一些基本理論知識：數據的存儲格式 (堆組織表 vs 聚簇索引表)；并發控制協議 (MVCC vs Lock-Based CC)；Two-Phase Locking；數據庫的隔離級別定義 (Isolation Level)；
• 了解SQL本身的執行計劃 (主鍵掃描 vs 唯一鍵掃描 vs 范圍掃描 vs 全表掃描)；
• 了解數據庫本身的一些實現細節 (過濾條件提取；Index Condition Pushdown；Semi-Consistent Read)；
• 了解死鎖產生的原因及分析的方法 (加鎖順序不一致；分析每個SQL的加鎖順序)

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有了這些知識點，再加上適當的實戰經驗，全面掌控MySQL/InnoDB的加鎖規則，當不在話下。

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文轉載自 ?http://hedengcheng.com/?p=771

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并發編程含義 ?http://hedengcheng.com/?p=803

mysql行級別鎖測試 ?http://blog.csdn.net/lengzijian/article/details/7234909