InnoDB 事务加锁分析

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做者：何志创

通常你们对数据库事务的了解可能停留在事务的ACID特性以及事务4种不一样的隔离级别层面上，而对于事务 4 种不一样隔离级别如何实现了解相对较少。

本文以 MySQL 数据库 InnoDB 引擎为例，为你们分析 InnoDB数据库引擎对默认的隔离级别可重复读（RR）的具体实现。

整文知识点介绍：事务4种隔离级别、不一样隔离级别解决的问题、MVCC、锁的类型、加锁案例分析；阅读完整文相信你们对事务隔离级别的具体实现有了必定的认识。

1、事务的隔离级别

一、4 种隔离级别

（1）未提交读（Read uncommitted）：一个事务读取到其余事务未提交的数据，是级别最低的隔离机制；

（2）提交读（Read committed)：一个事务读取到其余事务提交后的数据；

（3）可重复读（Repeatable read）：一个事务对同一份数据读取到的相同，不在意其余事务对数据的修改；

（4）序列化（Serializable） ：事务串行化执行，隔离级别最高，牺牲了系统的并发性。

二、不一样隔离级别解决的问题

若不考虑事务的隔离级别，则事务的并发会形成如下问题：

（1）脏读：事务A读取了事务B更新的数据，而后B回滚操做，那么A读取到的数据是脏数据。

（2）不可重复读：事务 A 屡次读取同一数据，事务 B 在事务A屡次读取的过程当中，对数据做了更新并提交，致使事务A屡次读取同一数据时，结果 不一致。

（3）幻读：同一事务中对同一范围的数据进行读取，结果却多出了数据或者少了数据，这就叫幻读。（如同一事务对id<10的范围进行2次查询，第一次出现id=八、9的两条数据，第二次出现id=七、八、9的3条数据）。

不可重复读的和幻读很容易混淆，不可重复读侧重于修改，幻读侧重于新增或删除。解决不可重复读的问题只需锁住知足条件的行，解决幻读须要锁表。

不一样的隔离级别针对上述3个问题的解决能力，以下表：

2、MVCC

上文提到 InnoDB 默认的隔离级别是可重复读（RR），InnoDB是经过MVCC（多版本并发控制）来实现可重复读的，下面为你们介绍MVCC。

一、概念

在InnoDB中，给每行增长两个隐藏字段来实现MVCC，一个用来记录数据行的建立时间，另外一个用来记录行的过时时间（删除时间）。在实际操做中，存储的并非时间，而是事务的版本号，每开启一个新事务，事务的版本号就会递增。

因而乎，默认的隔离级别（REPEATABLE READ）下，增删查改变成了这样：

（1）SELECT

• 读取建立版本小于或等于当前事务版本号，而且删除版本为空或大于当前事务版本号的记录。这样能够保证在读取以前记录是存在的。

（2）INSERT

• 将当前事务的版本号保存至行的建立版本号。

（3）UPDATE

• 新插入一行，并以当前事务的版本号做为新行的建立版本号，同时将原记录行的删除版本号设置为当前事务版本号。

（4）DELETE

• 将当前事务的版本号保存至行的删除版本号。

二、快照读和当前读

（1）快照读：读取的是快照版本，也就是历史版本；

（2）当前读：读取的是最新版本。

普通的SELECT就是快照读，而UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ...  LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE是当前读。

（3）结论：若是隔离级别是REPEATABLE READ，那么在同一个事务中的全部普通select读读到的都是事务第一个读到的快照，如此实现了可重复读；而对于当前读（UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE），InnoDB 经过加锁来实现可重复读，且InnoDB 加锁同时解决了幻读问题。

3、锁的类型

InnoDB 引入如下三种锁类型：

• Record Locks（记录锁）：在索引记录上加锁，即行锁，锁住当前行。
• Gap Locks（间隙锁）：在索引记录之间加锁，或者在第一个索引记录以前加锁，或者在最后一个索引记录以后加锁。
• Next-Key Locks：在索引记录上加锁，而且在索引记录以前的间隙加锁。它至关因而Record Locks与Gap Locks的一个结合。

假设一个索引包含如下几个值：10,11,13,20。那么这个索引的next-key锁将会覆盖如下区间：(-oo, 10]、(10, 11]、(11, 13]、(13, 20]、(20, +oo)。

MySQL InnoDB 经过间隙锁解决了幻读问题。如下经过实际的案例分析来介绍InnoDB 是若是解决幻读问题的。

4、案例分析

在对SQL进行加锁分析前，须要明确表的结构和索引类型。在不知道索引的状况下直接给出一条SQL来分析若是加锁是没有任何意义的。

如下以用户表（t_user）为例（id为主键，name为惟一索引，age为通常索引，address无索引）分析不一样索引条件的加锁表现。

一、主键索引

例：delete from t_user where id=120;
条件为主键，此时锁住聚簇索引中对应的行记录：即Record Locks锁住id=120的行记录。

此种状况下，其余事务除了不能删除、更新此条记录外，其余插入其余行、更新其余行都行。

SQL验证：

二、惟一索引

例：delete from t_user where name='n20';
条件为惟一索引，锁住索引记录，同时锁住聚簇索引中的对应行记录：

SQL验证：

三、通常索引

例：delete from t_user where age=20;
与主键和惟一索引不一样的是，通常索引的记录是容许重复的；换句话说，若是咱们单纯地给索引加记录锁时，其余事务依然能够插入，也就有可能出现幻读问题了。

因此除了给对应索引记录加上记录锁以外，还要给Gap加上锁。

从上面知识点咱们能够预估这个操做一共须要的锁：

• age索引记录锁(Record Lock) ：

  20_120, 20_130（如下均用age_id这种形式表示索引值）

• age索引间隙锁(Gap X-Lock)：

  (10, 20)、(20, 20)、(20, 40)

• 聚簇索引上的记录锁(Record X-Lock)：

  id=120/130对应的行记录

SQL验证：

根据实际状况，3-6均符合咱们预期，然而7和8则超出了咱们预期的锁范围。为何会超出咱们预期呢？这次咱们进行分析一下：

从七、8插入语句来看，因为id为自增主键，会自动递增，语句7插入值预计为：10_141；

语句8插入值预计为：40_141，为何只有后者能插入呢？
其实咱们能够将B+树中的间隙理解得更加精准一点：

age=20的三个间隙应该为：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)；

从上图能够看出语句7插入值10_141 没法插入，由于间隙被锁住了；而语句8插入 40_141值由于在间隙以外了，无锁冲突，容许插入。

因此最终的加锁状况应该这样表示：

• age索引记录锁(Record Lock) ：20_120, 20_130
• age索引间隙锁(Gap X-Lock)：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)
• 聚簇索引上的记录锁(Record X-Lock)：id=120/130对应的行记录

四、无索引

delete from t_user where address='a20'，由于没法精准定位，InnoDB选择将聚簇索引中的全部行以及间隙都锁起来，功能上已经等于锁表了：

SQL验证：

五、结论

InnoDB 在RC（READ COMMITTED）隔离级别中，只会在对应的索引/行记录上加Record Lock，而不会加Gap锁，缘由也很简单，由于该隔离级别是容许存在幻读问题的。

在RR级别下的加锁方式称之为Next-Key Locks，其实就是上述Record Locks和Gap Locks的结合。好比Gap Lock为(10,20) ,record lock为20，结合的Next-Key lock 为：(10, 20]。

分析Next-Key Locks其实就是要分析Record Locks和Gap Locks。MySQL InnoDB的可重复读并不保证避免幻读，须要应用使用加锁读来保证。而这个加锁读使用到的机制就是next-key locks。

若是使用普通的读，会获得一致性的结果，若是使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。自己，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，若是保证了可重复读，

就会看不到其余事务的提交，违背了提交读；若是保证了提交读，就会致使先后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。能够这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可使用加锁读去查询最新的数据。

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