【原创】惊！史上最全的select加锁分析(Mysql)

引言

你们在面试中有没遇到面试官问你下面六句Sql的区别呢

select * from table where id = ?
select * from table where id < ?
select * from table where id = ? lock in share mode
select * from table where id < ? lock in share mode
select * from table where id = ? for update
select * from table where id < ? for update

若是你能清楚的说出，这六句sql在不一样的事务隔离级别下，是否加锁，加的是共享锁仍是排他锁，是否存在间隙锁，那这篇文章就没有看的意义了。
之因此写这篇文章是由于目前为止网上这方面的文章太片面，都只说了一半，且大多没指明隔离级别，以及where后跟的是否为索引条件列。在此，我就不一一列举那些有误的文章了，你们能够自行百度一下，大多都是讲不清楚。
OK，要回答这个问题，先问本身三个问题

• 当前事务隔离级别是什么
• id列是否存在索引
• 若是存在索引是聚簇索引仍是非聚簇索引呢？

OK，开始回答

正文

本文假定读者，看过个人《MySQL(Innodb)索引的原理》。若是没看过，额，你记得三句话吧

• innodb必定存在聚簇索引，默认以主键做为聚簇索引
• 有几个索引，就有几棵B+树(不考虑hash索引的情形)
• 聚簇索引的叶子节点为磁盘上的真实数据。非聚簇索引的叶子节点仍是索引，指向聚簇索引B+树。

下面啰嗦点基础知识

锁类型

共享锁(S锁):假设事务T1对数据A加上共享锁，那么事务T2能够读数据A，不能修改数据A。
排他锁(X锁):假设事务T1对数据A加上共享锁，那么事务T2不能读数据A，不能修改数据A。
咱们经过update、delete等语句加上的锁都是行级别的锁。只有LOCK TABLE … READ和LOCK TABLE … WRITE才能申请表级别的锁。
意向共享锁(IS锁):一个事务在获取（任何一行/或者全表）S锁以前，必定会先在所在的表上加IS锁。
意向排他锁(IX锁):一个事务在获取（任何一行/或者全表）X锁以前，必定会先在所在的表上加IX锁。

意向锁存在的目的?

OK，这里说一下意向锁存在的目的。假设事务T1，用X锁来锁住了表上的几条记录，那么此时表上存在IX锁，即意向排他锁。那么此时事务T2要进行LOCK TABLE … WRITE的表级别锁的请求，能够直接根据意向锁是否存在而判断是否有锁冲突。

加锁算法

个人说法是来自官方文档:
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html
加上本身矫揉造做的看法得出。
ok，记得以下三种，本文就够用了
Record Locks：简单翻译为行锁吧。注意了，该锁是对索引记录进行加锁！锁是在加索引上而不是行上的。注意了，innodb必定存在聚簇索引，所以行锁最终都会落到聚簇索引上！
Gap Locks：简单翻译为间隙锁，是对索引的间隙加锁，其目的只有一个，防止其余事物插入数据。在Read Committed隔离级别下，不会使用间隙锁。这里我对官网补充一下，隔离级别比Read Committed低的状况下，也不会使用间隙锁，如隔离级别为Read Uncommited时，也不存在间隙锁。当隔离级别为Repeatable Read和Serializable时，就会存在间隙锁。
Next-Key Locks：这个理解为Record Lock+索引前面的Gap Lock。记住了，锁住的是索引前面的间隙！好比一个索引包含值，10，11，13和20。那么，间隙锁的范围以下

(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

快照读和当前读

最后一点基础知识了，你们坚持看完，这些是后面分析的基础！
在mysql中select分为快照读和当前读，执行下面的语句

select * from table where id = ?;

执行的是快照读，读的是数据库记录的快照版本，是不加锁的。（这种说法在隔离级别为Serializable中不成立，后面我会补充。）
那么，执行

select * from table where id = ? lock in share mode;

会对读取记录加S锁 (共享锁)，执行

select * from table where id = ? for update

会对读取记录加X锁 (排他锁)，那么

加的是表锁仍是行锁呢？

针对这点，咱们先回忆一下事务的四个隔离级别，他们由弱到强以下所示:

• Read Uncommited(RU)：读未提交，一个事务能够读到另外一个事务未提交的数据！
• Read Committed (RC)：读已提交，一个事务能够读到另外一个事务已提交的数据!
• Repeatable Read (RR):可重复读，加入间隙锁，必定程度上避免了幻读的产生！注意了，只是必定程度上，并无彻底避免!我会在下一篇文章说明!另外就是记住从该级别才开始加入间隙锁(这句话记下来，后面有用到)!
• Serializable：串行化，该级别下读写串行化，且全部的select语句后都自动加上lock in share mode，即便用了共享锁。所以在该隔离级别下，使用的是当前读，而不是快照读。

那么关因而表锁仍是行锁，你们能够看到网上最流传的一个说法是这样的，

InnoDB行锁是经过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不一样，后者是经过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。 InnoDB这种行锁实现特色意味着：只有经过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，不然，InnoDB将使用表锁！

这句话你们能够搜一下，都是你抄个人，我抄你的。那么，这句话自己有两处错误！
错误一:并非用表锁来实现锁表的操做，而是利用了Next-Key Locks，也能够理解为是用了行锁+间隙锁来实现锁表的操做!
为了便于说明，我来个例子，假设有表数据以下，pId为主键索引

pId(int)	name(varchar)	num(int)
1	aaa	100
2	bbb	200
7	ccc	200

执行语句(name列无索引)

select * from table where name = `aaa` for update

那么此时在pId=1,2,7这三条记录上存在行锁(把行锁住了)。另外，在(-∞,1)(1,2)(2,7)(7,+∞)上存在间隙锁(把间隙锁住了)。所以，给人一种整个表锁住的错觉！

ps:对该结论有疑问的，可自行执行show engine innodb status;语句进行分析。

错误二:全部文章都不提隔离级别！
注意我上面说的，之因此可以锁表，是经过行锁+间隙锁来实现的。那么，RU和RC都不存在间隙锁，这种说法在RU和RC中还能成立么？
所以，该说法只在RR和Serializable中是成立的。若是隔离级别为RU和RC，不管条件列上是否有索引，都不会锁表，只锁行！

分析

下面来对开始的问题做出解答，假设有表以下，pId为主键索引

pId(int)	name(varchar)	num(int)
1	aaa	100
2	bbb	200
3	bbb	300
7	ccc	200

RC/RU+条件列非索引

(1)select * from table where num = 200
不加任何锁，是快照读。
(2)select * from table where num > 200
不加任何锁，是快照读。
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
当num = 200，有两条记录。这两条记录对应的pId=2，7，所以在pId=2，7的聚簇索引上加行级S锁，采用当前读。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
当num > 200，有一条记录。这条记录对应的pId=3，所以在pId=3的聚簇索引上加上行级S锁，采用当前读。
(5)select * from table where num = 200 for update
当num = 200，有两条记录。这两条记录对应的pId=2，7，所以在pId=2，7的聚簇索引上加行级X锁，采用当前读。
(6)select * from table where num > 200 for update
当num > 200，有一条记录。这条记录对应的pId=3，所以在pId=3的聚簇索引上加上行级X锁，采用当前读。

RC/RU+条件列是聚簇索引

恩，你们应该知道pId是主键列，所以pId用的就是聚簇索引。此状况其实和RC/RU+条件列非索引状况是相似的。
(1)select * from table where pId = 2
不加任何锁，是快照读。
(2)select * from table where pId > 2
不加任何锁，是快照读。
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
在pId=2的聚簇索引上，加S锁，为当前读。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
在pId=3，7的聚簇索引上，加S锁，为当前读。
(5)select * from table where pId = 2 for update
在pId=2的聚簇索引上，加X锁，为当前读。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3，7的聚簇索引上，加X锁，为当前读。

这里，你们可能有疑问

为何条件列加不加索引，加锁状况是同样的？

ok,实际上是不同的。在RC/RU隔离级别中，MySQL Server作了优化。在条件列没有索引的状况下，尽管经过聚簇索引来扫描全表，进行全表加锁。可是，MySQL Server层会进行过滤并把不符合条件的锁立即释放掉，所以你看起来最终结果是同样的。可是RC/RU+条件列非索引比本例多了一个释放不符合条件的锁的过程！

RC/RU+条件列是非聚簇索引

咱们在num列上建上非惟一索引。此时有一棵聚簇索引(主键索引，pId)造成的B+索引树，其叶子节点为硬盘上的真实数据。以及另外一棵非聚簇索引(非惟一索引，num)造成的B+索引树，其叶子节点依然为索引节点，保存了num列的字段值，和对应的聚簇索引。
这点能够看看个人《MySQL(Innodb)索引的原理》。
接下来分析开始
(1)select * from table where num = 200
不加任何锁，是快照读。
(2)select * from table where num > 200
不加任何锁，是快照读。
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
当num = 200，因为num列上有索引，所以先在 num = 200的两条索引记录上加行级S锁。接着，去聚簇索引树上查询，这两条记录对应的pId=2，7，所以在pId=2，7的聚簇索引上加行级S锁，采用当前读。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
当num > 200，因为num列上有索引，所以先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级S锁。接着，去聚簇索引树上查询，这条记录对应的pId=3，所以在pId=3的聚簇索引上加行级S锁，采用当前读。
(5)select * from table where num = 200 for update
当num = 200，因为num列上有索引，所以先在 num = 200的两条索引记录上加行级X锁。接着，去聚簇索引树上查询，这两条记录对应的pId=2，7，所以在pId=2，7的聚簇索引上加行级X锁，采用当前读。
(6)select * from table where num > 200 for update
当num > 200，因为num列上有索引，所以先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级X锁。接着，去聚簇索引树上查询，这条记录对应的pId=3，所以在pId=3的聚簇索引上加行级X锁，采用当前读。

RR/Serializable+条件列非索引

RR级别须要多考虑的就是gap lock，他的加锁特征在于，不管你怎么查都是锁全表。以下所示
接下来分析开始
(1)select * from table where num = 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，在pId = 1,2,3,7（全表全部记录）的聚簇索引上加S锁。而且在
聚簇索引的全部间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(2)select * from table where num > 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，在pId = 1,2,3,7（全表全部记录）的聚簇索引上加S锁。而且在
聚簇索引的全部间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
在pId = 1,2,3,7（全表全部记录）的聚簇索引上加S锁。而且在
聚簇索引的全部间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
在pId = 1,2,3,7（全表全部记录）的聚簇索引上加S锁。而且在
聚簇索引的全部间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(5)select * from table where num = 200 for update
在pId = 1,2,3,7（全表全部记录）的聚簇索引上加X锁。而且在
聚簇索引的全部间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(6)select * from table where num > 200 for update
在pId = 1,2,3,7（全表全部记录）的聚簇索引上加X锁。而且在
聚簇索引的全部间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock

RR/Serializable+条件列是聚簇索引

恩，你们应该知道pId是主键列，所以pId用的就是聚簇索引。该状况的加锁特征在于，若是where后的条件为精确查询(=的状况)，那么只存在record lock。若是where后的条件为范围查询(>或<的状况)，那么存在的是record lock+gap lock。
(1)select * from table where pId = 2
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=2的聚簇索引上加S锁，不存在gap lock。
(2)select * from table where pId > 2
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
是当前读，在pId=2的聚簇索引上加S锁，不存在gap lock。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
是当前读，在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(5)select * from table where pId = 2 for update
是当前读，在pId=2的聚簇索引上加X锁。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3,7的聚簇索引上加X锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where pId = 6 [lock in share mode|for update]
注意了，pId=6是不存在的列，这种状况会在(3,7)上加gap lock。
(8)select * from table where pId > 18 [lock in share mode|for update]
注意了，pId>18，查询结果是空的。在这种状况下，是在(7,+∞)上加gap lock。

RR/Serializable+条件列是非聚簇索引

这里非聚簇索引，须要区分是否为惟一索引。由于若是是非惟一索引，间隙锁的加锁方式是有区别的。
先说一下，惟一索引的状况。若是是惟一索引，状况和RR/Serializable+条件列是聚簇索引相似，惟一有区别的是:这个时候有两棵索引树，加锁是加在对应的非聚簇索引树和聚簇索引树上！你们能够自行推敲!
下面说一下，非聚簇索引是非惟一索引的状况，他和惟一索引的区别就是经过索引进行精确查询之后，不只存在record lock，还存在gap lock。而经过惟一索引进行精确查询后，只存在record lock，不存在gap lock。老规矩在num列创建非惟一索引
(1)select * from table where num = 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=2，7的聚簇索引上加S锁，在num=200的非汇集索引上加S锁，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(2)select * from table where num > 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=3的聚簇索引上加S锁，在num=300的非汇集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
是当前读，在pId=2，7的聚簇索引上加S锁，在num=200的非汇集索引上加S锁，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
是当前读，在pId=3的聚簇索引上加S锁，在num=300的非汇集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock。
(5)select * from table where num = 200 for update
是当前读，在pId=2，7的聚簇索引上加S锁，在num=200的非汇集索引上加X锁，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(6)select * from table where num > 200 for update
是当前读，在pId=3的聚簇索引上加S锁，在num=300的非汇集索引上加X锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where num = 250 [lock in share mode|for update]
注意了，num=250是不存在的列，这种状况会在(200,300)上加gap lock。
(8)select * from table where num > 400 [lock in share mode|for update] 注意了，pId>400，查询结果是空的。在这种状况下，是在(400,+∞)上加gap lock。