mysql锁机制之行锁(四)

前言

行锁定义：就是一锁锁一行或者多行记录，mysql的行锁是基于索引加载的

InnoDB 支持多粒度锁（multiple granularity locking），它允许行级锁与表级锁共存，而意向锁就是其中的一种表锁。

上面我们找到行锁是命中索引，一锁锁的是一张表的一条记录或者是多条记录，记录锁是在行锁上衍生的锁，我们来看看你记录锁的特征:

记录锁：记录锁锁的是表中的某一条记录，记录锁的出现条件必须是精准命中索引并且索引是唯一索引，如主键id，就像我们上面描述行锁时使用的sql语句图，在这里就挺适用的。

间隙锁又称之为区间锁，每次锁定都是锁定一个区间，隶属行锁。既然间隙锁隶属行锁，那么，间隙锁的触发条件必然是命中索引的，当我们查询数据用范围查询而不是相等条件查询时，查询条件命中索引，并且没有查询到符合条件的记录，此时就会将查询条件中的范围数据进行锁定(即使是范围库中不存在的数据也会被锁定)，我们通过代码演示一下：

首先，我们打开两个窗口，在窗口A中我们根据id做一个范围更改操作，不提交事务，然后在范围B中插入一条记录，该记录的id值位于窗口A中的条件范围内，我们看看运行效果：

行锁目的：减少锁冲突，提升业务的并发度

 

 

 

 

意向锁（Intention Locks）

需要强调一下，意向锁是一种不与行级锁冲突表级锁，这一点非常重要。意向锁分为两种：

• 意向共享锁（intention shared lock, IS）：事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）

  -- 事务要获取某些行的 S 锁，必须先获得表的 IS 锁。
  SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;
  复制代码

• 意向排他锁（intention exclusive lock, IX）：事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）

  -- 事务要获取某些行的 X 锁，必须先获得表的 IX 锁。
  SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;
  复制代码

即：意向锁是有数据引擎自己维护的，用户无法手动操作意向锁，在为数据行加共享 / 排他锁之前，InooDB 会先获取该数据行所在在数据表的对应意向锁。

意向锁要解决的问题

我们先来看一下百度百科上对意向锁存在意义的描述：

如果另一个任务试图在该表级别上应用共享或排它锁，则受到由第一个任务控制的表级别意向锁的阻塞。第二个任务在锁定该表前不必检查各个页或行锁，而只需检查表上的意向锁。

设想这样一张 users 表： MySql，InnoDB，Repeatable-Read：users（id PK，name）

id	name
1	ROADHOG
2	Reinhardt
3	Tracer
4	Genji
5	Hanzo
6	Mccree

事务 A 获取了某一行的排他锁，并未提交：

SELECT * FROM users WHERE id = 6 FOR UPDATE;
复制代码

事务 B 想要获取 users 表的表锁：

LOCK TABLES users READ;
复制代码

因为共享锁与排他锁互斥，所以事务 B 在视图对 users 表加共享锁的时候，必须保证：

• 当前没有其他事务持有 users 表的排他锁。
• 当前没有其他事务持有 users 表中任意一行的排他锁 。

为了检测是否满足第二个条件，事务 B 必须在确保 users表不存在任何排他锁的前提下，去检测表中的每一行是否存在排他锁。很明显这是一个效率很差的做法，但是有了意向锁之后，情况就不一样了：

意向锁的兼容互斥性

意向锁是怎么解决这个问题的呢？首先，我们需要知道意向锁之间的兼容互斥性：

	意向共享锁（IS）	意向排他锁（IX）
意向共享锁（IS）	兼容	兼容
意向排他锁（IX）	兼容	兼容

即意向锁之间是互相兼容的，emmm......那你存在的意义是啥？

虽然意向锁和自家兄弟互相兼容，但是它会与普通的排他 / 共享锁互斥：

	意向共享锁（IS）	意向排他锁（IX）
共享锁（S）	兼容	互斥
排他锁（X）	互斥	互斥

注意：这里的排他 / 共享锁指的都是表锁！！！意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！

现在我们回到刚才 users 表的例子：

事务 A 获取了某一行的排他锁，并未提交：

SELECT * FROM users WHERE id = 6 FOR UPDATE;
复制代码

此时 users 表存在两把锁：users 表上的意向排他锁与 id 为 6 的数据行上的排他锁。

事务 B 想要获取 users 表的共享锁：

LOCK TABLES users READ;
复制代码

此时事务 B 检测事务 A 持有 users 表的意向排他锁，就可以得知事务 A 必然持有该表中某些数据行的排他锁，那么事务 B 对 users 表的加锁请求就会被排斥（阻塞），而无需去检测表中的每一行数据是否存在排他锁。

意向锁的并发性

这就牵扯到我前面多次强调的一件事情：

意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！
意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！
意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！

重要的话要加粗说三遍，正因为如此，意向锁并不会影响到多个事务对不同数据行加排他锁时的并发性（不然我们直接用普通的表锁就行了）。

最后我们扩展一下上面 users 表的例子来概括一下意向锁的作用（一条数据从被锁定到被释放的过程中，可能存在多种不同锁，但是这里我们只着重表现意向锁）：

id	name
1	ROADHOG
2	Reinhardt
3	Tracer
4	Genji
5	Hanzo
6	Mccree

事务 A 先获取了某一行的排他锁，并未提交：

SELECT * FROM users WHERE id = 6 FOR UPDATE;
复制代码

1. 事务 A 获取了 users 表上的意向排他锁。
2. 事务 A 获取了 id 为 6 的数据行上的排他锁。

之后事务 B 想要获取 users 表的共享锁：

LOCK TABLES users READ;
复制代码

1. 事务 B 检测到事务 A 持有 users 表的意向排他锁。
2. 事务 B 对 users 表的加锁请求被阻塞（排斥）。

最后事务 C 也想获取 users 表中某一行的排他锁：

SELECT * FROM users WHERE id = 5 FOR UPDATE;
复制代码

1. 事务 C 申请 users 表的意向排他锁。
2. 事务 C 检测到事务 A 持有 users 表的意向排他锁。
3. 因为意向锁之间并不互斥，所以事务 C 获取到了 users 表的意向排他锁。
4. 因为id 为 5 的数据行上不存在任何排他锁，最终事务 C 成功获取到了该数据行上的排他锁。

 

 

 

 

一、主键索引：

（1）主键等值查询，存在数据

（2）主键等值查询，不存在数据

（3）主键范围查询，

 

二、唯一索引：

（1）等值查询，数据存在：for update 是会在主键加锁的；而 for share 只有在走覆盖索引的情况下，会仅在自己索引上加锁；

（2）等值查询，数据不存在：无论是否索引覆盖，相当于一个范围查询，仅仅会在非主键索引上加锁，加的是间隙锁，前开后开区间；

（3）范围查询：如果是覆盖索引时，会对所有的后闭区间对应的主键，加行锁；如果不是覆盖索引的时候，会对相应的范围加前开后闭区间，并且如果存在数据，会对对应的主键加行锁；

 

三、普通索引：

（1）等值查询，且数据存在：

• 给表添加意向锁；
• 锁住对应的主键；
• 锁住普通索引的上下边界；

（2）等值查询，且数据不存在：

 

 

四、没有索引：

 

 

 

 

 

 

 

 

 

总结

1. InnoDB 支持多粒度锁，特定场景下，行级锁可以与表级锁共存。
2. 意向锁之间互不排斥，但除了 IS 与 S 兼容外，意向锁会与 共享锁 / 排他锁 互斥。
3. IX，IS是表级锁，不会和行级的X，S锁发生冲突。只会和表级的X，S发生冲突。
4. 意向锁在保证并发性的前提下，实现了行锁和表锁共存且满足事务隔离性的要求。