InnoDB 事務加鎖分析

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作者：何志創

一般大家對資料庫事務的瞭解可能停留在事務的ACID特性以及事務4種不同的隔離級別層面上，而對於事務 4 種不同隔離級別如何實現瞭解相對較少。

本文以 MySQL 資料庫 InnoDB 引擎為例，為大家分析 InnoDB資料庫引擎對預設的隔離級別可重複讀（RR）的具體實現。

整文知識點介紹：事務4種隔離級別、不同隔離級別解決的問題、MVCC、鎖的型別、加鎖案例分析；閱讀完整文相信大家對事務隔離級別的具體實現有了一定的認識。

一、事務的隔離級別

1、4 種隔離級別

（1）未提交讀（Read uncommitted）：一個事務讀取到其他事務未提交的資料，是級別最低的隔離機制；

（2）提交讀（Read committed)：一個事務讀取到其他事務提交後的資料；

（3）可重複讀（Repeatable read）：一個事務對同一份資料讀取到的相同，不在乎其他事務對資料的修改；

（4）序列化（Serializable） ：事務序列化執行，隔離級別最高，犧牲了系統的併發性。

2、不同隔離級別解決的問題

若不考慮事務的隔離級別，則事務的併發會造成以下問題：

（1）髒讀：事務A讀取了事務B更新的資料，然後B回滾操作，那麼A讀取到的資料是髒資料。

（2）不可重複讀：事務 A 多次讀取同一資料，事務 B 在事務A多次讀取的過程中，對資料作了更新並提交，導致事務A多次讀取同一資料時，結果 不一致。

（3）幻讀：同一事務中對同一範圍的資料進行讀取，結果卻多出了資料或者少了資料，這就叫幻讀。（如同一事務對id<10的範圍進行2次查詢，第一次出現id=8、9的兩條資料，第二次出現id=7、8、9的3條資料）。

不可重複讀的和幻讀很容易混淆，不可重複讀側重於修改，幻讀側重於新增或刪除。解決不可重複讀的問題只需鎖住滿足條件的行，解決幻讀需要鎖表。

不同的隔離級別針對上述3個問題的解決能力，如下表：

二、MVCC

上文提到 InnoDB 預設的隔離級別是可重複讀（RR），InnoDB是透過MVCC（多版本併發控制）來實現可重複讀的，下面為大家介紹MVCC。

1、概念

在InnoDB中，給每行增加兩個隱藏欄位來實現MVCC，一個用來記錄資料行的建立時間，另一個用來記錄行的過期時間（刪除時間）。在實際操作中，儲存的並不是時間，而是事務的版本號，每開啟一個新事務，事務的版本號就會遞增。

於是乎，預設的隔離級別（REPEATABLE READ）下，增刪查改變成了這樣：

（1）SELECT

• 讀取建立版本小於或等於當前事務版本號，並且刪除版本為空或大於當前事務版本號的記錄。這樣可以保證在讀取之前記錄是存在的。

（2）INSERT

• 將當前事務的版本號儲存至行的建立版本號。

（3）UPDATE

• 新插入一行，並以當前事務的版本號作為新行的建立版本號，同時將原記錄行的刪除版本號設定為當前事務版本號。

（4）DELETE

• 將當前事務的版本號儲存至行的刪除版本號。

2、快照讀和當前讀

（1）快照讀：讀取的是快照版本，也就是歷史版本；

（2）當前讀：讀取的是最新版本。

普通的SELECT就是快照讀，而UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ...  LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE是當前讀。

（3）結論：如果隔離級別是REPEATABLE READ，那麼在同一個事務中的所有普通select讀讀到的都是事務第一個讀到的快照，如此實現了可重複讀；而對於當前讀（UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE），InnoDB 透過加鎖來實現可重複讀，且InnoDB 加鎖同時解決了幻讀問題。

三、鎖的型別

InnoDB 引入以下三種鎖型別：

• Record Locks（記錄鎖）：在索引記錄上加鎖，即行鎖，鎖住當前行。

• Gap Locks（間隙鎖）：在索引記錄之間加鎖，或者在第一個索引記錄之前加鎖，或者在最後一個索引記錄之後加鎖。

• Next-Key Locks：在索引記錄上加鎖，並且在索引記錄之前的間隙加鎖。它相當於是Record Locks與Gap Locks的一個結合。

假設一個索引包含以下幾個值：10,11,13,20。那麼這個索引的next-key鎖將會覆蓋以下區間：(-oo, 10]、(10, 11]、(11, 13]、(13, 20]、(20, +oo)。

MySQL InnoDB 透過間隙鎖解決了幻讀問題。以下透過實際的案例分析來介紹InnoDB 是如果解決幻讀問題的。

四、案例分析

在對SQL進行加鎖分析前，需要明確表的結構和索引型別。在不知道索引的情況下直接給出一條SQL來分析如果加鎖是沒有任何意義的。

以下以使用者表（t_user）為例（ id為主鍵，name為唯一索引，age為一般索引，address無索引）分析不同索引條件的加鎖表現。

1、主鍵索引

例：delete from t_user where id=120;
條件為主鍵，此時鎖住聚簇索引中對應的行記錄：即Record Locks鎖住id=120的行記錄。

此種情況下，其他事務除了不能刪除、更新此條記錄外，其他插入其他行、更新其他行都行。

SQL驗證：

2、唯一索引

例：delete from t_user where name='n20';
條件為唯一索引，鎖住索引記錄，同時鎖住聚簇索引中的對應行記錄：

SQL驗證：

3、一般索引

例：delete from t_user where age=20;
與主鍵和唯一索引不同的是，一般索引的記錄是允許重複的；換句話說，如果我們單純地給索引加記錄鎖時，其他事務依然可以插入，也就有可能出現幻讀問題了。

所以 除了給對應索引記錄加上記錄鎖之外，還要給Gap加上鎖。

從上面知識點我們可以預估這個操作一共需要的鎖：

• age索引記錄鎖(Record Lock) ：

  20_120, 20_130（以下均用age_id這種形式表示索引值）

• age索引間隙鎖(Gap X-Lock)：

  (10, 20)、(20, 20)、(20, 40)

• 聚簇索引上的記錄鎖(Record X-Lock)：

  id=120/130對應的行記錄

SQL驗證：

根據實際情況，3-6均符合我們預期，然而7和8則超出了我們預期的鎖範圍。為什麼會超出我們預期呢？此次我們進行分析一下：

從7、8插入語句來看，由於id為自增主鍵，會自動遞增，語句7插入值預計為：10_141；

語句8插入值預計為：40_141，為什麼只有後者能插入呢？
其實我們可以將B+樹中的間隙理解得更加 精準一點：

age=20的三個間隙應該為：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)；

從上圖可以看出語句7插入值10_141 無法插入，因為間隙被鎖住了；而語句8插入 40_141值因為在間隙之外了，無鎖衝突，允許插入。

所以最終的加鎖情況應該這樣表示：

• age索引記錄鎖(Record Lock) ：20_120, 20_130

• age索引間隙鎖(Gap X-Lock)：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)

• 聚簇索引上的記錄鎖(Record X-Lock)：id=120/130對應的行記錄

4、無索引

delete from t_user where address='a20'，因為無法精準定位，InnoDB選擇將聚簇索引中的所有行以及間隙都鎖起來，功能上已經等於鎖表了：

SQL驗證：

5、結論

InnoDB 在RC（READ COMMITTED）隔離級別中，只會在對應的索引/行記錄上加Record Lock，而不會加Gap鎖，原因也很簡單，因為該隔離級別是允許存在幻讀問題的。

在RR級別下的加鎖方式稱之為Next-Key Locks，其實就是上述Record Locks和Gap Locks的結合。比如Gap Lock為(10,20) ,record lock為20，結合的Next-Key lock 為：(10, 20]。

分析Next-Key Locks其實就是要分析Record Locks和Gap Locks。MySQL InnoDB的可重複讀並不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖讀使用到的機制就是next-key locks。

如果使用普通的讀，會得到一致性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結果。本身，可重複讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務裡，如果保證了可重複讀，

就會看不到其他事務的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導致前後兩次讀到的結果不一致，違背了可重複讀。可以這麼講，InnoDB提供了這樣的機制，在預設的可重複讀的隔離級別裡，可以使用加鎖讀去查詢最新的資料。