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一条简单的更新语句,MySQL是如何加锁的?MySQL加锁原理?MySQL加锁的过程!

看如下一条sql语句:

# table T (id int, name varchar(20))
delete from T where id = 10;

MySQL在执行的过程中,是如何加锁呢?

在看下面这条语句:

select * from T where id = 10;

那这条语句呢?其实这其中包含太多知识点了。要回答这两个问题,首先需要了解一些知识。

相关知识介绍

多版本并发控制

在MySQL默认存储引擎InnoDB中,实现的是基于多版本的并发控制协议——MVCC(Multi-Version Concurrency Control)(注:与MVVC相对的,是基于锁的并发控制,Lock-Based Concurrency Control)。其中MVCC最大的好处是:读不加锁,读写不冲突。在读多写少的OLTP应用中,读写不冲突是非常重要的,极大的提高了系统的并发性能,在现阶段,几乎所有的RDBMS,都支持MVCC。其实,MVCC就一句话总结:同一份数据临时保存多个版本的一种方式,进而实现并发控制。

当前读和快照读

在MVCC并发控制中,读操作可以分为两类:快照读与当前读。

快照读(简单的select操作):读取的是记录中的可见版本(可能是历史版本),不用加锁。这你就知道第二个问题的答案了吧。

当前读(特殊的select操作、insert、delete和update):读取的是记录中最新版本,并且当前读返回的记录都会加上锁,这样保证了了其他事务不会再并发修改这条记录。

聚集索引

也叫做聚簇索引。在InnoDB中,数据的组织方式就是聚簇索引:完整的记录,储存在主键索引中,通过主键索引,就可以获取记录中所有的列。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

最左前缀原则

也就是最左优先,这条原则针对的是组合索引和前缀索引,理解:

1、在MySQL中,进行条件过滤时,是按照向右匹配直到遇到范围查询(>,<,between,like)就停止匹配,比如说a = 1 and b = 2 and c > 3 and d = 4 如果建立(a, b, c, d)顺序的索引,d是用不到索引的,如果建立(a, b, d, c)索引就都会用上,其中a,b,d的顺序可以任意调整。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

2、= 和 in 可以乱序,比如 a = 1 and b = 2 and c = 3 建立(a, b, c)索引可以任意顺序,MySQL的查询优化器会优化索引可以识别的形式。

两阶段锁

传统的RDMS加锁的一个原则,就是2PL(Two-Phase Locking,二阶段锁)。也就是说锁操作分为两个阶段:加锁阶段和解锁阶段,并且保证加锁阶段和解锁阶段不想交。也就是说在一个事务中,不管有多少条增删改,都是在加锁阶段加锁,在 commit 后,进入解锁阶段,才会全部解锁。

隔离级别

MySQL/InnoDB中,定义了四种隔离级别:

Read Uncommitted:可以读取未提交记录。此隔离级别不会使用。

Read Committed(RC):针对当前读,RC隔离级别保证了对读取到的记录加锁(记录锁),存在幻读现象。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

Repeatable Read(RR):针对当前读,RR隔离级别保证对读取到的记录加锁(记录锁),同时保证对读取的范围加锁,新的满足查询条件的记录不能够插入(间隙锁),不存在幻读现象。

Serializable:从MVCC并发控制退化为基于锁的并发控制。不区别快照读和当前读,所有的读操作都是当前读,读加读锁(S锁),写加写锁(X锁)。在该隔离级别下,读写冲突,因此并发性能急剧下降,在MySQL/InnoDB中不建议使用。

Gap锁和Next-Key锁

在InnoDB中完整行锁包含三部分:

记录锁(Record Lock):记录锁锁定索引中的一条记录。

间隙锁(Gap Lock):间隙锁要么锁住索引记录中间的值,要么锁住第一个索引记录前面的值或最后一个索引记录后面的值。

Next-Key Lock:Next-Key锁时索引记录上的记录锁和在记录之前的间隙锁的组合。

进行分析

了解完以上的小知识点,我们开始分析第一个问题。当看到这个问题的时候,你可能会毫不犹豫的说,加写锁啊。这答案也错也对,因为已知条件太少。那么有那些需要已知的前提条件呢?

1、id列是不是主键?
2、当前系统的隔离级别是什么?
3、id列如果不是主键,那么id列上有没有索引呢?
4、id列上如果有二级索引,那么是唯一索引吗?
5、SQL执行计划是什么?索引扫描?还是全表扫描

根据上面的前提条件,可以有九种组合,当然还没有列举完全。

1、id列是主键,RC隔离级别
2、id列是二级唯一索引,RC隔离级别
3、id列是二级不唯一索引,RC隔离级别
4、id列上没有索引,RC隔离级别
5、id列是主键,RR隔离级别
6、id列是二级唯一索引,RR隔离级别
7、id列是二级不唯一索引,RR隔离级别
8、id列上没有索引,RR隔离级别

组合一、id主键 + RC

这个组合是分析最简单的,到执行该语句时,只需要将主键id = 10的记录加上X锁。如下图所示:

82_1.png

结论:id是主键是,此SQL语句只需要在id = 10这条记录上加上X锁即可。

组合二、id唯一索引 + RC

这个组合,id不是主键,而是一个Unique的二级索引键值。在RC隔离级别下,是怎么加锁的呢?看下图:

82_2.png

由于id是Unique索引,因此delete语句会选择走id列的索引进行where条件过滤,在找到id = 10的记录后,首先会将Unique索引上的id = 10的记录加上X锁,同时,会根据读取到的name列,回到主键索引(聚簇索引),然后将聚簇索引上的name = ‘e’ 对应的主键索引项加X锁。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

结论:若id列是Unique列,其上有Unique索引,那么SQL需要加两个X锁,一个对应于id Unique索引上的id = 10的记录,另一把锁对应于聚簇索引上的(name = ‘e’, id = 10)的记录。

组合三、id不唯一索引+RC

该组合中,id列不在唯一,而是个普通索引,那么当执行sql语句时,MySQL又是如何加锁呢?看下图:

82_3.png

由上图可以看出,首先,id列索引上,满足id = 10查询的记录,均加上X锁。同时,这些记录对应的主键索引上的记录也加上X锁。与组合er的唯一区别,组合二最多只有一个满足条件的记录,而在组合三中会将所有满足条件的记录全部加上锁。

结论:若id列上有非唯一索引,那么对应的所有满足SQL查询条件的记录,都会加上锁。同时,这些记录在主键索引上也会加上锁。

组合四、id无索引+RC

相对于前面的组合,该组合相对特殊,因为id列上无索引,所以在 where id = 10 这个查询条件下,没法通过索引来过滤,因此只能全表扫描做过滤。对于该组合,MySQL又会进行怎样的加锁呢?看下图:

82_4.png

由于id列上无索引,因此只能走聚簇索引,进行全表扫描。由图可以看出满足条件的记录只有两条,但是,聚簇索引上的记录都会加上X锁。但在实际操作中,MySQL进行了改进,在进行过滤条件时,发现不满足条件后,会调用 unlock_row 方法,把不满足条件的记录放锁(违背了2PL原则)。这样做,保证了最后满足条件的记录加上锁,但是每条记录的加锁操作是不能省略的。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

结论:若id列上没有索引,MySQL会走聚簇索引进行全表扫描过滤。由于是在MySQl Server层面进行的。因此每条记录无论是否满足条件,都会加上X锁,但是,为了效率考虑,MySQL在这方面进行了改进,在扫描过程中,若记录不满足过滤条件,会进行解锁操作。同时优化违背了2PL原则。

组合五、id主键+RR

该组合为id是主键,Repeatable Read隔离级别,针对于上述的SQL语句,加锁过程和组合一(id主键+RC)一致。

组合六、id唯一索引+RR

该组合与组合二的加锁过程一致。

组合七、id不唯一索引+RR

在组合一到组合四中,隔离级别是Read Committed下,会出现幻读情况,但是在该组合Repeatable Read级别下,不会出现幻读情况,这是怎么回事呢?而MySQL又是如何给上述语句加锁呢?看下图:

82_5.png

该组合和组合三看起来很相似,但差别很大,在改组合中加入了一个间隙锁(Gap锁)。这个Gap锁就是相对于RC级别下,RR级别下不会出现幻读情况的关键。实质上,Gap锁不是针对于记录本身的,而是记录之间的Gap。所谓幻读,就是同一事务下,连续进行多次当前读,且读取一个范围内的记录(包括直接查询所有记录结果或者做聚合统计), 发现结果不一致(标准档案一般指记录增多, 记录的减少应该也算是幻读)。

那么该如何解决这个问题呢?如何保证多次当前读返回一致的记录,那么就需要在多个当前读之间,其他事务不会插入新的满足条件的记录并提交。为了实现该结果,Gap锁就应运而生。

如图所示,有些位置可以插入新的满足条件的记录,考虑到B+树的有序性,满足条件的记录一定是具有连续性的。因此会在 [4, b], [10, c], [10, d], [20, e] 之间加上Gap锁。

Insert操作时,如insert(10, aa),首先定位到 [4, b], [10, c]间,然后插入在插入之前,会检查该Gap是否加锁了,如果被锁上了,则Insert不能加入记录。因此通过第一次当前读,会把满足条件的记录加上X锁,还会加上三把Gap锁,将可能插入满足条件记录的3个Gap锁上,保证后续的Insert不能插入新的满足 id = 10 的记录,也就解决了幻读问题。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

而在组合五,组合六中,同样是RR级别,但是不用加上Gap锁,在组合五中id是主键,组合六中id是Unique键,都能保证唯一性。一个等值查询,最多只能返回一条满足条件的记录,而且新的相同取值的记录是无法插入的。

结论:在RR隔离级别下,id列上有非唯一索引,对于上述的SQL语句;首先,通过id索引定位到第一条满足条件的记录,给记录加上X锁,并且给Gap加上Gap锁,然后在主键聚簇索引上满足相同条件的记录加上X锁,然后返回;之后读取下一条记录重复进行。直至第一条出现不满足条件的记录,此时,不需要给记录加上X锁,但是需要给Gap加上Gap锁吗,最后返回结果。

组合八、id无索引+RR

该组合中,id列上无索引,只能进行全表扫描,那么该如何加锁,看下图:

82_6.png

如图,可以看出这是一个很恐怖的事情,全表每条记录要加X锁,每个Gap加上Gap锁,如果表上存在大量数据时,又是什么情景呢?这种情况下,这个表,除了不加锁的快照读,其他任何加锁的并发SQL,均不能执行,不能更新,删除,插入,这样,全表锁死。

当然,和组合四一样,MySQL进行了优化,就是semi-consistent read。semi-consistent read开启的情况下,对于不满足条件的记录,MySQL会提前放锁,同时Gap锁也会释放。而semi-consistent read是如何触发:要么在Read Committed隔离级别下;要么在Repeatable Read隔离级别下,设置了 innodb_locks_unsafe_for_binlog 参数。整编:微信公众号,搜云库技术团队,ID:souyunku

结论:在Repeatable Read隔离级别下,如果进行全表扫描的当前读,那么会锁上表上的所有记录,并且所有的Gap加上Gap锁,杜绝所有的 delete/update/insert 操作。当然在MySQL中,可以触发 semi-consistent read来缓解锁开销与并发影响,但是semi-consistent read本身也会带来其他的问题,不建议使用。

组合九、Serializable

在最后组合中,对于上诉的删除SQL语句,加锁过程和组合八一致。但是,对于查询语句(比如select * from T1 where id = 10)来说,在RC,RR隔离级别下,都是快照读,不加锁。在Serializable隔离级别下,无论是查询语句也会加锁,也就是说快照读不存在了,MVCC降级为Lock-Based CC。

结论:在MySQL/InnoDB中,所谓的读不加锁,并不适用于所有的情况,而是和隔离级别有关。在Serializable隔离级别下,所有的操作都会加锁。

一条简单的删除语句加锁情况也就分析完成了,但是学习不止于此,还在继续,对于复杂SQL语句又是如何加锁的呢?MySQL中的索引的分析又是怎样的呢?性能分析、性能优化这些又是怎么呢?还需要进一步的学习探索

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