为什么我只改一行的语句,锁这么多?
- 需求:创建一个小表
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
- 加锁规则
- MySQL 后面的版本可能会改变加锁策略,所以这个规则只限于截止到现在的最新版本,即 5.x 系列 <=5.7.24,8.0 系列 <=8.0.13
规则编号 | 规则 |
---|---|
原则 1 | 加锁的基本单位是 next-key lock。希望你还记得,next-key lock 是前开后闭区间 |
原则 2 | 查找过程中访问到的对象才会加锁 |
优化 1 | 索引上的等值查询,给唯一索引加锁的时候,next-key lock 退化为行锁 |
优化 2 | 索引上的等值查询,向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候,next-key lock 退化为间隙锁 |
一个 bug | 唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止 |
案例一:等值查询间隙锁
- 表 t 中没有 id=7 的记录,按照加锁规则
- 原则 1:加锁单位是 next-key lock,session A 加锁范围就是 (5,10]
- 根据优化 2,这是一个等值查询 (id=7),而 id=10 不满足查询条件,next-key lock 退化成间隙锁,因此最终加锁的范围是 (5,10)
案例二:非唯一索引等值锁
- 这是一个覆盖索引上的锁
- 原则 1:加锁单位是 next-key lock,因此会给 (0,5] 加上 next-key lock
- c 是普通索引,仅访问 c=5 这一条记录是不能马上停下来的,需要向右遍历,查到 c=10 才放弃。根据原则 2,访问到的都要加锁,因此要给 (5,10] 加 next-key lock
- 优化 2:等值判断,向右遍历,最后一个值不满足 c=5 这个等值条件,因此退化成间隙锁 (5,10)
- 原则 2:只有访问到的对象才会加锁,这个查询使用覆盖索引,并不需要访问主键索引,所以主键索引上没有加任何锁,这就是为什么 session B 的 update 语句可以执行完成
- 但 session C 要插入一个 (7,7,7) 的记录,就会被 session A 的间隙锁 (5,10) 锁住。(1,1,1) 也不行,因为已经锁了 (0,5]
- lock in share mode 只锁覆盖索引。执行 for update 时,系统会认为你接下来要更新数据,因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁
- 通过例子,明确锁是加在索引上的
- 使用 lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话,就必须得绕过覆盖索引的优化。例如将 session A 的查询语句改成 select d from t where c=5 lock in share mode
案例三:主键索引范围锁
# Q1
select * from t where id=10 for update;
# Q2
select * from t where id>=10 and id<11 for update;
- Q1 和 Q2 实际加的锁不一样。先看 session A 执行第二个查询语句的加锁效果
- 加锁规则
- 找到第一个 id=10 的行,因此本该是 next-key lock(5,10]。根据优化 1, 主键 id 上的等值条件,退化成行锁,只加了 id=10 这一行的行锁
- 范围查找就往后继续找,找到 id=15 这一行停下来,因此需要加 next-key lock (10,15]
- 所以,session A 这时候锁的范围就是主键索引上,行锁 id=10 和 next-key lock (10,15]
案例四:非唯一索引范围锁
- 查询语句的 where 部分用的是字段 c
- 加锁规则
- 在第一次用 c=10 定位记录的时候,索引 c 上加了 (5,10] 这个 next-key lock
- 由于索引 c 是非唯一索引,没有优化规则(因为是范围查询),也就是说不会蜕变为行锁,因此最终 sesion A 加的锁是,索引 c 上的 (5,10] 和 (10,15] 这两个 next-key lock
案例五:唯一索引范围锁 bug
- 执行规则
- 原则 1:索引 id 上只加 (10,15] 这个 next-key lock,并且因为 id 是唯一键,所以循环判断到 id=15 这一行就应该停止了
- 实现上:nnoDB 会往前扫描到第一个不满足条件的行为止,也就是 id=20。而且由于这是个范围扫描,因此索引 id 上的 (15,20] 这个 next-key lock 也会被锁上
案例六:非唯一索引上存在"等值"的例子
- 首先在表中,再插入一条新记录
insert into t values(30,10,30);
- 表中有 2 个 c=10,但是主键值 id 不相同(分别是10,30),2 个 c=10 的记录之间,也有间隙
- 下面用 delete 语句来验证(也等同于 for update)
4. 加锁规则
- 原则 1:这里加的是 (c=5,id=5) 到 (c=10,id=10) 这个 next-key lock
- session A 向右查找,直到碰到 (c=15,id=15) 这一行。根据优化 2,这是一个等值查询,向右查找到了不满足条件的行,所以会退化成 (c=10,id=10) 到 (c=15,id=15) 的间隙锁,实际是 (5,15)
- 测试可以:(12, 100, 100),测试不可以:(13, 12, 100)。也就是说只要隔开 (10,10, *) 到 (30,10,*) 范围都可以
- delete 语句在索引 c 上的加锁范围,就是下图中蓝色区域覆盖的部分
案例七:limit 语句加锁
session A 的 delete 语句加了 limit 2,但是 c=10 的记录其实只有两条,因此加不加 limit 2,删除效果都一样,但是加锁的效果就不一样
执行规则
- delete 语句明确加了 limit 2 的限制,因此在遍历到 (c=10, id=30) 这一行之后,满足条件的语句已经有两条,循环就结束了
- 索引 c 上的加锁范围就变成了从(c=5,id=5) 到(c=10,id=30) 这个前开后闭区间
- 指导意义:在删除数据的时候尽量加 limit,控制删除数据的条数,还可以减小加锁的范围
案例八:一个死锁的例子
- 执行逻辑
- session A 启动事务后执行查询语句加 lock in share mode,在索引 c 上加了 next-key lock (5,10] 和间隙锁 (10,15)
- session B 的 update 语句也要在索引 c 上加 next-key lock (5,10] ,进入锁等待
- session A 要再插入 (8,8,8) 这一行,被 session B 的间隙锁锁住。由于出现了死锁,InnoDB 让 session B 回滚
- session B 的“加 next-key lock (5,10] ”操作,实际上分成了两步,先是加 (5,10) 的间隙锁,加锁成功。然后加 c=10 的行锁,这时候才被锁住的
- 总结:分析加锁规则的时候可以用 next-key lock 来分析。但是要知道,具体执行的时候,是要分成间隙锁和行锁两段来执行的
案例九:数据排序
- 加锁规则
- 由于是 order by c desc,第一个要定位的是索引 c 上 c=20 的行,所以会加上间隙锁 (20,25) 和 next-key lock (15,20]
- 在索引 c 上向左遍历,要扫描到 c=10 才停下来,所以 next-key lock 会加到 (5,10]
- 所以如果这时候执行 update t set d=d+1 where c = 10,也一定会锁住