my40_MySQL锁概述之意向锁
本文在锁概述的基础上，通常实验举例，详细地介绍了意向锁的原理。
锁范围
全局锁（global lock）
表锁（table lock）
行锁 (row lock)
ROW LOCK的粒度
LOCK_REC_NOG_GAP, record lock with out gap lock
LOCK_GAP， gap lock
LOCK_ORDINARY , next key lock = record lock + gap lock
锁等待与死锁
锁等待 事务提交或等待超时；死锁，是一个死循环。死锁中必有锁等待。
表锁
5.5以后在server层实现表锁
innodb中有IS/IX表级锁，以及自增锁（auto-inc）
读锁
加读锁后，只能对表读，不能对表写；允许多个会话同时读；其他会话可以加共享读锁
lock table table_name read
写锁
lock table table_name write
持有锁的会话可写可读
其他会话访问表或请求加锁都会被阻塞，直到锁释放
强调：写锁会阻塞查询，连快照锁都会阻塞，绝对的排它锁。
释放锁
unlock tables;
lock table 锁不能相互嵌套，一个事务开始就意味着另外一个事务结束
显式开启一个事务，因为事务中不能支持表锁，所以事务开始则表锁断开
Kill或连接断开
innodb锁
默认为行锁
在索引上加锁来实现行锁
如果没有索引，那么升级为全表记录锁，最终效果等同于表锁；但表锁只需要在根节点上加锁，而不是对所有记录加锁，所以代价要小一些
锁类型
共享锁
排他锁/独占锁
意向锁，innodb特有，加在表级别上的锁
共享锁与独占锁均用于事务当中，随事务的结束而解除。
共享锁（share lock）
又称读锁，读取操作创建的锁。
一旦上锁，任何事务（包括当前事务）无法对其修改，其他事务可以并发读取数据，也可在对此数据再加共享锁
语法：SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;
排他锁（exclusive lock）
又称写锁，如果事务对数据A加上排他锁后，则其他事务不可并发读取数据，也不能再对A加任何类型的锁。获得排他锁的事务既能读数据，又能修改数据。
语法：SELECT ... FOR UPDATE
这里的“其他事务不可并发读取数据”，指的是不可以加共享锁，即不可以以lock in share mode的方式读取数据，比如
会话一
mysql> select * from test for update; +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 1 | 1 | 0 | | 2 | 3 | 1 | | 3 | 4 | 2 | | 5 | 5 | 3 | | 7 | 7 | 4 | | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 6 rows in set (0.00 sec)
会话二：
mysql> select * from test lock in share mode; ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
直接查询完全可以
mysql> select * from test; +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 1 | 1 | 0 | | 2 | 3 | 1 | | 3 | 4 | 2 | | 5 | 5 | 3 | | 7 | 7 | 4 | | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 6 rows in set (0.00 sec)
这是因为直接查询走的是一致性快照读，读的是MVCC版本控制下的快照，不加锁；换句话说，排他锁排斥的“读”，是指S锁下的读，或者说是当前读
意向锁
InnoDB的表级锁，其设计目的主要是为了在一个事务中揭示下一步将要被请求的锁的类型。
InnoDB中的两个表锁：
意向共享锁（IS）：表示事务准备给数据行加入共享锁，也就是说一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁
意向排他锁（IX）：类似上面，表示事务准备给数据行加入排他锁，说明事务在一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
意向锁是InnoDB自动加的，不需要用户干预。
意向锁是表级锁
事务要获取表A某些行的S锁必须要获取表A的IS锁
事务要获取表A某些行的X锁必须要获取表A的IX锁
上表描述几种锁之间的的关系，其中AI是自增锁，表主健自增用到。
会话一锁定了全表
会话二，结果集为空时不加锁
意向锁的目的在于提高innodb性能，会话一锁定的是全表，那么会话二一看全表已被锁定，则不再去看每行是否锁定
会话二先判断表上有没有表锁，如果没有表级锁，则开始判断有没有行级锁
会话一：不锁定全表的S锁
会话二：立即执行，不被锁；v1上有索引
v1字段上有索引，v2字段上没有索引；有索引时，优先按有索引的规则来，当字段上没有索引时，S锁，X锁走意向锁的逻辑；
会话一
mysql> begin;select * from test where v1 >4 lock in share mode; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 5 | 5 | 3 | | 7 | 7 | 4 | | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 3 rows in set (0.00 sec) mysql> rollback; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> begin;select * from test where v2 >4 lock in share mode; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)
会话二：
mysql> begin;select * from test where v1 < 2 for update; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 1 | 1 | 0 | +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> rollback; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> mysql> mysql> begin;select * from test where v2 < 2 for update; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction mysql>
如果不是S锁，而是快照读的话，不会走意向锁的逻辑，因为快照读不加锁（不管是RC还是RR隔离级别）；
会话一
mysql> begin;select * from test where v2 >4; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)
会话二：立即执行，没有锁等待
mysql> begin;select * from test where v2 < 2 for update; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 1 | 1 | 0 | | 2 | 3 | 1 | +----+------+------+ 2 rows in set (0.00 sec)
对于无索引的情况，更新任何一条记录，都会对该表加锁，这时意向锁将非常有用；但这个场景有个例外-->“半一致性读”
半一致性读的条件：
5.7及以下版本时，需要innodb_locks_unsafe_for_binlog 开启或事务隔离级别为RC，语言类型为update
8.0版本，语言类型为update，事务隔离级别为RC；innodb_locks_unsafe_for_binlog 参数被废弃。
8.0中半一致性读测试
mysql> set global transaction isolation level read committed;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
会话一
mysql> begin;select * from test where v2 >4 for update; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 1 row in set (8.77 sec)
会话二：显式开始一个事务被阻塞，直接使用update语句不被阻塞；注意v2字段上无索引
mysql> begin;select * from test where v2 < 2 for update; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) ^C^C -- query aborted ERROR 1317 (70100): Query execution was interrupted mysql> select * from test; +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 1 | 1 | 0 | | 2 | 3 | 1 | | 3 | 4 | 2 | | 5 | 5 | 3 | | 7 | 7 | 4 | | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 6 rows in set (0.00 sec) mysql> update test set v2 = 1 where v2 < 2; Query OK, 1 row affected (0.00 sec) Rows matched: 2 Changed: 1 Warnings: 0 mysql> exit
8.0的RR隔离级别
mysql> set global transaction isolation level repeatable read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
会话一：X锁测试
mysql> begin;select * from test where v2 >4 for update; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)
会话二：
mysql> update test set v2 = 1 where v2 < 2; ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
8.0中半一致读的条件：RC及以下隔离级别，update语句
对于RR隔离级别，无索引的情况下，S锁，X锁，走意向锁的逻辑
会话一：S锁测试
mysql> begin;select * from test where v2 >4 lock in share mode; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) +----+------+------+ | id | v1 | v2 | +----+------+------+ | 10 | 9 | 5 | +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)
会话二：
mysql> update test set v2 = 1 where v2 < 2; ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
所以意向锁的关键在于是否是S锁与X锁；如果是RC隔离级别，需要注意一下“半一致性读”
S锁会先有全表上加IS，X锁会先在全表上加IX；IS与IX互斥，IX与IX及IS互斥；
对于经常使用的RR隔离级别，对于无索引字段，意向锁减少了后来锁判断行记录上是否有锁的时间
