212_mysql_innodb_6_lock1

网友投稿 658 2022-05-30

1  解决并发事物带来问题的两种基本方式

1.1读 – 读情况 本身读操作,对记录无影响

1.2 写 – 写情况: 多个事物对同一条记录修改,不能有脏写,就得排队,一种锁结构(内存中)

Trx 信息:表示这个锁结构与哪个事物关联

Is_waiting : 表示当前是否是否在等待

T1事物修改该记录,生成一个锁结构与记录关联,之前没有别的事物给这个记录加锁,is_waiting false 表示获取锁成功, 如果是 true 表示获取锁失败

1.3 读写/写读情况

通过隔离级别进行限制 避免 脏读/幻读/不可重复读,也通过以下两种方式

MVCC

读写操作通过锁方式

1.4 一致性读(consistent read)

事物利用MVCC进行的读取操作称为一致性读(快照读/一致性无锁读),所有的select在(RC/RR模式下)都是一致性读,不会对表中记录加锁,其它事物可以对记录进行改动

1.5 锁定读

有时候读取记录时就希望获得X锁,避免其他事物的读写 称之为 锁定读

1.5.1 共享锁&独占锁

a) 共享锁(shared lock) S 锁,事物读取一条记录时候,先获取该记录的S锁 对事物加 S锁select xxx lock in share mode;

b) 独占锁 (exclusive lock) X 锁,事物改动一条记录, 先获取该记录的 X锁   对事物加 X 锁select xxx  for update;

1.6 写操作 (delete / update / insert)

Delete: 1 先在B+树中定位到记录 2 获取该记录X锁 3 执行delete mark 操作

Update:

a 存储空间不变:1先定位 2 再获取X锁,

b 存储空间改变:1 先定位B+位置 2获取X锁, 3删除该记录(加入垃圾链表) 4 插入新记录

c 修改了键值: 1 先进行delete操作 2 再进行 insert操作

insert 新插入一条记录受隐式锁保护 不在内存中生成内存锁结果

2 多粒度锁

行锁/表锁  &  S / X 锁

意向锁(intention lock)

意向共享锁(intention shared lock)当事物为某条记录加S锁,优先加IS锁  属于表级锁

意向独占锁(intention exclusive lock)当事物为某条记录加X锁,优先IX 锁属于表级锁

兼容性

X

IX

S

IS

X

不兼容

不兼容

不兼容

不兼容

IX

不兼容

兼容

不兼容

兼容

S

不兼容

不兼容

兼容

兼容

IS

不兼容

兼容

兼容

兼容

3 Mysql中的行锁和表锁

3.1Myisam memory merge 只有表锁

Innodb 表级别 S/X锁,如果dml(select/insert/delete/update)不会有表锁(S/X), 如果DML &DDL 会有锁,且是MDL锁

某个事物对某个表 执行 select insert delete update时候,其它回话执行 ddl语句会发生阻塞,是在server层通过 MDL(Metadata lock) 实现的,不会用innodb的 S/X锁

3.2 Innodb表级锁比较鸡肋,但是提供了手动方式

a LOCK TABLES t READ   # innodb会对t表加 S 锁

b LOCK TBALES t WRITE  # innodb 会对 t 表加X 锁

3.3 表级别AUTO_INC锁 (针对auto_increment修饰的列递增实现的两种方式)

A 采用 AUTO-INC锁 插入表级锁 AUTO-INC锁,然后给每天待插入AUTO_INCREMENT修饰的列分配递增的值,语句执行后,释放AUTO-INC锁 (未释放,其它事物等待) B 采用轻量级的锁 未插入语句生成 AUTO_INCREMENT 修饰的列的值时获取这个轻量级锁(这个自增列更新完就释放锁)

参数  show VARIABLES like "%innodb_autoinc_lock_mode%"

innodb_autoinc_lock_mode 0 采用AUTO_INC锁 innodb_autoinc_lock_mode 2 采用轻量锁 innodb_autoinc_lock_mode 1 混着用

3.4 innodb中的行锁

A Record lock 记录锁,仅仅把一条记录锁上(LOCK_REC_NOT_GAP) S/X 两种record lock

B Gap lock   仅仅是为了防止插入幻读记录而设计的锁,记录加了GAP锁不会阻碍其它事物对该记录加recordlock或者继续加gap

在 id=30 上加了gap 锁,意味着 (1,30)区间内不允许立即插入新记录,直到gap锁释放,

MVCC+GAP_LOCK 很大程度上解决了RR模式下的幻读, 同时注意,为了防止(100, +无穷)在supreMum上加gap锁

C Next-key Lock (LOCK_ORDINARY)record + gap lock,既锁住某条记录,同时锁住前面的间隙 , id=30 上加了NKL 锁,意味着(1,30]上锁

D Insert Intention Lock (lock_insert_intention插入意向锁)

事物A 插入记录时候,需要判断 gap 和 next-key-lock 锁,如果有需要等待到释放,处于等待状态也需要一种锁(insert intention lock) 当T1 提交后,T2 /T3 就能获得插入意向锁 (本质就是获得把 插入意向锁对应的锁结构的 is_waiting 属性改为false)

E 隐式锁 一般正常情况下 insert不会产生锁

为了避免脏写现象,trx_id发挥作用 1 聚簇索引: 如果A事物插入一条记录,该记录的trx_id就是A事物id, 如果B事物想对该记录加S/X锁 A 先看该记录的trx_id 是否是活跃事物 B 如果是活跃事物,就给当前A事物创建锁结构(is_waiting 属性为false), 然后为自己B创建一个锁结构(is_waiting属性为false)进入等待状态 2 二级索引: 无trx_id,但二级索引页 page_header有 PAGE_MAX_TRI_ID属性 功能同trx_id A 如果PAGE_MAX_TRI_ID < B事物id ,说明该页面已经提交 B 如果 PAGE_MAX_TRI_ID > B 事物ID,说明活跃事物,需要定位到具体聚簇索引后回表根据聚簇索引的 trx_id情况进行后续操作

综上 insert不会主动生成锁,但是由于trx_id存在,如果针对某条记录其它事物要做修改,其它事物B 替 A 生成了锁,B自己进入锁等待状态

隐式锁起到了延迟生成锁的作用,且对用户透明

4 innodb 锁的内存结构

符合下面条件的,这些记录的锁可以放在同一个锁结构中

A 在同一个事物中进行加锁操作 B 被加锁的记录在同一个页面中 C 加锁的类型是一样的 D 等待状态是一样的

1)    锁所在事物信息: 无论行锁/标锁,一个锁都属于一个事物

2)    索引信息: 对于行级锁,记录锁的记录属于哪个索引

3)    表/行锁信息: a) 行锁记载:表空间+页号+比特(一条记录对应一个bit位),  b) 表锁 记录具体的表+其它信息

4)    Type_mode 32比特: lock_mode + lock_type + rec_lock_type

例: T1事物想给 表空间77号,13页面上,id =115加S锁,

事物信息 就是T1 TRX_ID

在聚簇索引加锁,索引信息就是 primary索引

行锁 (spaceid 77, pageNo 113, n_bit 具体某条记录) n_bits = (1 + (n_rec + LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN 64 ) /8 ) * 8

Type mode: lock_mode S锁, lock_type: LOCK_REC; rec_log_type: LOCK_REC_NOT_GAP, IS_WAITING: FALSE

比特位:记录具体某条记录位置

5 语句加锁分析

不同隔离级别加锁行为

RC: 大部分是记录锁,在有外键时可能有所出入。

RR : 加锁的粒度是NKL

在RR级别下的加锁细节

原则 1:加锁的基本单位是 next-key lock。并且next-key lock 是前开后闭区间。(5,10]

原则 2:查找过程中访问到的索引才会加锁

原则 3: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(前提是这个数据在表中有)

原则 4: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(GAP)

8019之前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

5.1 普通select语句

A RUC/RC 不加锁 B RR 不加锁,第一次select生成 readview 很大程度上避免,有一类情况特殊; readview 不能阻止A事物执行update/delete 来改动这个B事物插入的记录 A 事物 set autocommit = 0; SELECT * from t_name where id = 3; UPDATE t_name set name = "sumi2" where id =3; SELECT * FROM t_name where id =3 ; commit; B 事物 insert into t_name values (3, “sumi”) C SERIALIZABLE a)autocommit=0时 普通select 会被转成 select xxx lock in share Mode 语句,读取前加S锁, b)autocommit =1 普通select仅使用MVCC生成readview来读取记录, 因为自动提交以原则,一个事物只有一条SQL

5.2 锁定读的语句

Sql1 & sql2 是传统锁定读的SQL语句, sql3 & sql4 首先定位到要修改的记录,也是一种锁定读的模式 Sql1 select xxx lock in share mode; Sql2 select xxx for update; Sql3 update xxx Sql4 delete xxx

匹配模式  &  唯一性搜索

A 匹配模式 (精确匹配 & 非精确/区间匹配) B 唯一性搜索 扫描区间最多只包含一条记录(精确匹配, 主键/二级唯一索引(搜索条件不能是 索引列 is null), 联合索引(每个列都要用到 uk(a,b) where a=xx and b=xx)) 给记录加锁很多限制(隔离级别,涉及的索引,是否精确匹配,是否唯一性搜索, 具体SQL(select insert,update delete等))具体流程 1) B+树中 定位到扫描区间中第一条记录(可能是二级索引/ 聚簇索引等) 2) 为该记录加锁 小等于RC 会给记录加 record-lock , 大等于RR 会加 next-key lock 3) 判断索引下推条件是否成立(索引下推/减少IO)只有select 涉及索引下推且仅限二级索引, 如果符合ICP(INDEX CONDITION PUSHDOWN)就下推,不符合继续链表下一个寻找 4) 执行回表操作,获取聚簇索引记录并给聚簇索引添加 record-lock 5) 判断边界条件是否成立,如果成立执行 6 ,否则 在小等于RC时,立即释放该记录上的record-lock, 大等于RR 不释放record-lock, 6) Server层判断其余条件是否满足条件,如果满足 返回客户端,否则 在小等于RC时,立即释放该记录上的record-lock, 大等于RR 不释放record-lock 7) 获取链表下一条记录,重复步骤2

Select * from t_name where id >1 and id <100 lock in share mode;

如果涉及二级索引

a) Rc:二级索引+ S 锁, 聚簇索引+S锁(不符合条件的均先加锁/后释放,对于边界条件不符合下推的条件的二级索引,不会释放锁, innodb 无权利自动解锁,只有server层有权利) b) RR: 二级索引 + S next-key锁, 聚簇索引+ S record-lock (二级索引不符合条件的记录均未释放 next-key锁)

Update/delete SQL 加锁方式 与  SELECT XXX FOR UPDATE 语句类似,如果更新了二级索引,二级索引需要X锁

Udpate t_name set name =”sumi” where id > 1 and id <=15 and name =25(name是索引)

扫描聚簇索引(1 ,15] 加 next-keylock,对应的二级索引 加 record lock

备注:

如果精准匹配,小等于rc不会为扫描区间后面的下一条记录加锁, 大等于rr 会为扫描区间后面下一条记录加gap锁

如果是非精准匹配,大于等rr级别 会给下一条+ next-key锁

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5.3 半一致读的语句(Semi-consistent Read)夹在一致性读和锁定读之间的读取方式

当 小等于RC 且执行update 将使用半一致性读, 减少阻塞,当A 事物持有 id=8的X锁,B事物需要update id=8, innodb会将A事物 id =8 最新版本返回给server判断,如果不符合条件,就放弃为该行上X锁

5.4 INSERT语句

Insert 一般不会产生锁,特殊情况:

1 遇到重复键(duplicate key) 会有报错 ,报错前还得加锁 小等于RC 加S record lock, 大等于RR 加 next-lock

2 外键检查 (检查成功,给父表加 S record-lock, 检查失败 rc 不加锁,rr 加gap锁)

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