Mysql技術內幕之InnoDB鎖探究

　　　　自7月份換工作以來，期間一直在學習MySQL的相關知識，聽了一些視訊課，但是一直好奇那些講師的知識是從哪裡學習的。於是想著從書籍中找答案。畢竟一直

看視訊也不是辦法，不能形成自己的知識。於是想著看書汲取知識，看了幾本MySQL的相關書籍，包括《深入淺出Mysql》《高效能Mysql》《Mysql技術內幕》,發現那些講

師講的內容確實都在書上有出現過，於是確信看書才是正確的汲取知識方式。本片主要記錄了Mysql的鎖機制的學習。

1.什麼是鎖

　　鎖是計算機協調多個程式或執行緒併發訪問某一資源的機制。在資料庫中，除傳統的計算資源（如CPU、RAM、I/O等）的爭用以外，資料也是一種供許多使用者共享的資源。

如何保證資料併發訪問的一致性、有效性是所有資料庫必須解決的一個問題，鎖衝突也是影響資料庫併發訪問效能的一個重要因素。

　　相對其他資料庫而言，MySQL 的鎖機制比較簡單，其最顯著的特點是不同的儲存引擎支援不同的鎖機制。比如，MyISAM和MEMORY儲存引擎採用的是表級鎖（table-level

locking）；BDB儲存引擎採用的是頁面鎖（page-levellocking），但也支援表級鎖；InnoDB儲存引擎既支援行級鎖（row-levellocking），也支援表級鎖，但預設情況下是採用行級鎖。

MySQL這3種鎖的特性可大致歸納如下。

• 表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定粒度大，發生鎖衝突的概率最高,併發度最低。

• 行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度最小，發生鎖衝突的概率最低,併發度也最高。

• 頁面鎖：開銷和加鎖時間界於表鎖和行鎖之間；會出現死鎖；鎖定粒度界於表鎖和行鎖之間，併發度一般。

3種鎖的使用角度：

• 表級鎖更適合於以查詢為主，只有少量按索引條件更新資料的應用，如Web應用；

• 行級鎖則更適合於有大量按索引條件併發更新少量不同資料，同時又有併發查詢的應用，如一些線上事務處理（OLTP）系統。

• BDB的頁面鎖已經被InnoDB取代，不做討論。

2.InnoDB儲存引擎中的鎖

2.1鎖的型別

InnoDB儲存引擎實現瞭如下兩種標準的行級鎖：

• 共享鎖（S Lock），允許事務讀一行資料。

• 排他鎖（X Lock），允許事務刪除或更新一行資料。

如果一個事務T1已經獲得了行r的共享鎖，那麼另外的事務T2可以立即獲得行r的共享鎖，因為讀取沒有改變行r的資料，稱這種情況

為鎖相容(Lock Compatible)。但若有其他的事務T3想獲得行r的排他鎖，則其必須等待事務T1、T2釋放行r的共享鎖——這種情況稱為鎖不相容。

	X	S
X	不相容	不相容
S	不相容	相容

此外，InnoDB儲存引擎支援多粒度鎖定，這種鎖定允許事務在行級上鎖和表鎖上的鎖同時存在。為了支援在不同粒度上進行加鎖操作，InnoDB存

儲引擎支援一種額外的鎖方式，稱之為意向鎖。意向鎖是將鎖定的物件分為多個層次，意向鎖意味著事務希望在更細粒度上進行加鎖。 ​ InnoDB存

儲引擎支援意向鎖設計比較簡練，其意向鎖即為表級別的鎖。設計目的主要是為了在一個事務中揭示下一行將被請求的鎖型別。其支援兩種意向鎖：

• 意向共享鎖（IS Lock），事務想要獲得一張表中某幾行的共享鎖

• 意向排他鎖（IX Lock），事務想要獲得一張表中某幾行的排他鎖

2.2 一致性非鎖定讀

一致性的非鎖定讀（consistant nonlocking read）是指InnoDB儲存引擎通過多版本控制（multi versioning）的方法來讀取當前執行時間資料庫中行的

資料。如果讀取的行正在執行Delete或Update操作，這時讀取操作不會因此去等待行上鎖的釋放。相反地，InnoDB儲存引擎會去讀取行的一個快照

版本。如下如所示。

上圖直觀地展現了InnoDB儲存引擎一致性的非鎖定讀。之所以稱為非鎖定讀，因為不需要等待訪問的行上X鎖的釋放。快照資料是指該行的之前版本

的資料，該實現是通過undo段來完成。而undo用來在事務中回滾資料，因此快照資料本身是沒有額外的開銷。此外，讀取快照資料是不需要上鎖的，

因為沒有事務需要對歷史的資料進行修改操作。

通過上圖可以知道，快照資料其實就是當前行資料之前的歷史版本，每行記錄可能有多個版本，一般稱這種技術為行多版本技術。由此帶來的併發控制，

稱之為多版本併發控制（Multi Version Concurrency Control, MVCC）。

在事務隔離級別READ COMMITTED和REPEATABLE READ下，InnoDB儲存引擎使用非鎖定的一致性讀。然而，對於快照資料的定義卻不相同。在READ

COMMITTED事務隔離級別下，對於快照資料，非一致性讀總是讀取被鎖定行的最新一份快照資料。而在REPEATABLE READ事務隔離級別下，對於快照

資料，非一致性讀總是讀取事務開始時的行資料版本。如下表所示示例：

時間	會話A	會話B
1	begin
2	select * from t_user where id = 1;
3		begin
4		update t_user set id = 10 where id = 1;
5	select * from t_user where id = 1;
6		commit;
7	select * from t_user where id = 1;
8	commit;

假設原本id = 1的記錄是存在的，大家可以按上表時間順序執行對應的會話，比較及驗證2者的不同。

2.3 一致性鎖定讀

在預設配置下，在事務的隔離級別為REPEATABLE READ模式下，InnoDB儲存引擎的select操作使用一致性非鎖定讀。但是在某些情況下，使用者需要顯示地

對資料庫讀取操作進行加鎖以保證資料邏輯的一致性。而這要求資料庫支援加鎖語句，即使時對於select的只讀操作。InnoDB儲存引擎對於select語句支援兩

種一致性的鎖定讀（locking read）操作：

• select ··· for update

• select ··· lock in share mode

select ··· for update對讀取的行記錄加一個X鎖，其他事務不能對已鎖定的行加上任何鎖。select ··· lock in share mode對讀取的行記錄加一個S鎖，其他事務可

以向被鎖定的行加S鎖，但是如果加X鎖，則會被阻塞。

對於一致性非鎖定讀，即使讀取的行已被執行了select ··· for update，也是可以進行讀取的。此外，select ··· for update或者select ··· lock in share mode必須在

一個事務中，當事務提交了，鎖也就釋放了。因此在使用上述兩種select鎖定語句時，務必加上begin,start transaction或者set autocommit=0。

3 鎖的演算法

3.1行鎖的3中演算法

InnoDB儲存引擎有3種行鎖的演算法，其分別是：

• Record Lock：單個行記錄上的鎖

• Gap Lock：間隙鎖，鎖定一個範圍，但不包含記錄本身

• Next-Key Lock：Gap Lock + Record Lock，鎖定一個範圍，並且鎖定記錄本身

　　Record Lock總是會去鎖住主鍵索引記錄，如果InnoDB儲存引擎表在建立的時候沒有設定任何一個主鍵或唯一非空索引，那麼這時InnoDB儲存引擎會使用隱式的

主鍵來進行鎖定。

Next-Key Lock是結合了Gap Lock+Record Lock的一種鎖定演算法，在Next-Key Lock演算法下，InnoDB對於行的查詢都是採用這種鎖定演算法。假如一個索引有10，11

，13和20這4個值，那麼該索引可能被Next-Key Locking的區間為：

（-無窮，10] ，（10，11]， （11，13]， （13，20]， （20，+無窮)

　　採用Next-Key Lock的鎖定技術稱為Next-Key Locking。其設計的目的是為了解決幻讀問題。而利用這種鎖定技術，鎖定的不是單個值，而是一個範圍。 ​ 然而，

當查詢的索引含有唯一屬性時，InnoDB儲存引擎會對Next-Key Lock進行優化將其降級為Record Lock，即僅鎖住索引本身，而不是範圍。下面演示一個例子。

mysql> create table t (a int primary key);
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
​
mysql> insert into t select 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Records: 1  Duplicates: 0  Warnings: 0
​
mysql> insert into t select 2;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Records: 1  Duplicates: 0  Warnings: 0
​
mysql> insert into t select 5;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Records: 1  Duplicates: 0  Warnings: 0

接著按下表時間順序執行操作。

時間	會話A	會話B
１	begin;
２	select * from t where a = 5 for update;
３		begin;
４		insert into t select 4;
５		commit; #成功，不需要等待
６	commit;

　　表t共有1，2，5三個值。在上面的例子中，在會話A中首先對a=5進行X鎖定。而由於a是主鍵且唯一，因此鎖定的僅是5這個值，而不是(2,5)這個範圍，這樣在會話

B中插入值4而不會阻塞，可以立即插入並返回。即鎖定由Next-Key Lock演算法降級為了Record Lock，從而提高應用的併發性。

如上，Next-Key Lock降級為Record Lock僅在查詢的列是唯一索引的情況下。若是輔助索引，則情況會完全不同。同樣，首先建立測試表z進行測試：

mysql> create table z (a int ,b int ,primary key(a), key(b));
mysql> insert into z select 1,1;
mysql> insert into z select 3,1;
mysql> insert into z select 5,3;
mysql> insert into z select 7,6;
mysql> insert into z select 10,8;

表z的列b是輔助索引，若在會話A中執行下面的SQL語句：

mysql> select * from z where b = 3 for update;

　　很明顯，這時SQL語句通過索引列b進行查詢，因此其使用傳統的Next-Key Locking技術加鎖，並且由於有兩個索引，其需要分別進行鎖定。對於聚集索引，其僅對列

a等於5的索引加上Record Lock。而對於輔助索引，其加上的是Next-Key Lock,鎖定的範圍是（1，3），特別需要注意的是，InnoDB儲存引擎還會對輔助索引下一個

鍵值加上gap lock，即還有一個輔助索引範圍為（3，6）的鎖。因此，若在新會話B中執行下面的SQL語句，都會被阻塞：

mysql> select * from z where a = 5 lock in share mode;
mysql> insert into z select 4,2;
mysql> insert into z select 6,5;

　　第一個SQL語句不能執行，因為在會話A中執行的SQL語句已經對聚集索引中列a=5的值加上X鎖,因此執行會被阻塞。第二個SQL語句，主鍵插入4，沒有問題，但是插入

的輔助索引值2在鎖定的範圍（1,3）中，因此執行同樣會被阻塞。第三個SQL語句，插入的主鍵6沒有被鎖定，5也不在範圍（1,3）之間。但插入的值5在另一個鎖定的

範圍（3,6）中，故同樣需要等待。而下面的SQL語句，不會被阻塞，可以立即執行：

mysql> insert into z select 8,6;
mysql> insert into z select 2,0;
mysql> insert into z select 6,7;

　　從上面的例子可以看到，Gap Lock的作用是為了阻止多個事務將記錄插入到同一個範圍內，而這會導致幻讀問題的產生。假如在上面的例子中，會話A中使用者已經鎖定了

b=3的記錄。若此時沒有Gap Lock鎖定（3,6），那麼使用者可以插入索引b列為3的記錄，這會導致會話A中的使用者再次執行同樣查詢時會返回不同的記錄，即幻讀。

　　這裡主要探究的是InnoDB儲存引擎鎖表的機制，至少自己明白了Mysql的行鎖機制，不知道讀者是否有疑問，歡迎留言。下次會記錄關於Mysql事務特性及其內部的實現機制，

包括mysql的內部架構，InnoDB buffer Pool,redo log, undo log等具體的詳解，目前只是對知識過了一遍，但還未總結。