MySQL实践篇-为什么只改一行语句，锁那么多？

为什么只改一行语句，锁那么多？

主要说明 语句的加锁规则。

MySQL后面的版本可能会改变加锁策略，所以这个规则只限于截止到现在的最新版本，即5.X系列<=5.7.24，8.0系列<=8.0.13。

因为间隙锁在可重复读隔离级别下才有效，所以以下的描述中，除了特别说明，默认是可重复读隔离级别。

加锁规则里面，包含了两个“原则”、“两个优化”和一个“bug”

1. 原则1:加锁的基本单位是next-key lock。next-key lock是前开后闭区间。
2. 原则2:查找过程中访问到的对象才会加锁。
3. 优化1: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。
4. 优化2: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。
5. 一个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。

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

案例一:等值查询间隙锁

由于表t中没有id=7的记录，所以用上面提到的加锁规则判断一下的话:

1. 根据原则1，加锁的单位是next-key lock，sessionA加锁的范围是（5，10];
2. 同时根据优化2，这是一个等值查询(id=7)，而id=10不满足查询条件，next-key lock 退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)

所以，sessionB要往这个间隙里面插入id=8的记录会被锁住，但是sessionC修改的id=10这行是可以的。

案例二：非唯一索引等值锁

关于覆盖索引上的锁：

看到这个例子，有一种“该锁的不锁，不该锁的乱锁”的感觉？

这里sessionA给索引c上的c=5的这行加上读锁。

1. 根据原则1，加锁的单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。
2. 要注意c是普通索引，因此仅访问c=5这条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到c=10才放弃。根据原则2，访问到的都要加锁，因此要给(5,10]加上next-key lock。
3. 但是同时这个符合优化2:等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个等值条件，因此退化成间隙锁(5,10).
4. 根据原则2，只有访问到的对象才会加锁，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索引，所以主键索引上没有加任何锁，这就是为什么sessionB的update语句可以执行完成。

但sessionC要插入一个(7,7,7)的记录，就会被sessionA的间隙锁(5,10)锁住。

需要注意，这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是for update就不一样了。执行for update时，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。

这个例子说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。

案例三:主键索引范围锁

关于范围查询

思考：下面两条查询语句，加锁范围相同吗？

mysql> select * from t where id=10 for update;
mysql> select * from t where id>=10 and id<11 for update;

逻辑上，这两条查询语句肯定是等价的，但是它们的加锁规则不太一样。

1. 开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(5,10]。根据优化1，主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁。
2. 范围查找就往后继续找，找到id=15这行停下来，因此需要加next-key lock(10,15]。

所以sessionA这时候加锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]。这样，sessionB和sessionC的结果就容易理解了。

这里需要注意，首次sessionA定位查找id=10的行的时候，是当作等值查询来判断的，而向右扫描到id=15的时候，用的是范围查询判断。

案例四:非唯一索引范围锁

这次sessionA用字段c来判断。加锁规则跟案例三唯一的不同是:在第一次用c=10定位记录的时候，索引c上加了(5,10]这个next-key lock后，由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，也就是说不会蜕变为行锁，因此最终sessionA加的锁是，索引c的(5,10]和(10,15]这两个next-key lock。

这里扫描到c=15才能停止扫描，是合理的，因为InnoDB要扫到c=15，才知道不需要就绪往后找了。

案例五:唯一索引范围锁bug

sessionA是一个范围查询，按照原则1的话，应该是索引id上只加(10,15]这个next-key lock，并且因为id是唯一键，所以循环判断到id15这一行就应该停止。

但是现实上，InnoDB会往前扫到第一个不满足条件为止，也就是id=20.而且由于这是范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上。

所以看到了，sessionB要更新id=20这一行，是会被锁住的。同样的，sessionC要插入id=16的行，也会被锁住的。

照理说，这里锁住id=20这行的行为，其实是没有必要的。因为扫描到id=15，就可以确定不用再往后找了。但实现上还是这么做了，因此认为这是个bug。

案例六:非唯一索引上存在“等值”的例子

为了更好地说明“间隙”这个概念。这里，我给表插入一条新记录。

mysql> insert into t values(30,10,30);

新插入的这一行c=10，也就是说现在表里有两个c=10的行。那么，这时候索引c上的间隙时候什么状态呢？由于非唯一索引上包含主键的值，所以是不可能存在“相同”的两行的。

可以看到，虽然有两个c=10，但是它们的主键值id是不同的(分别是10和30)，因此这两个c=10的记录之间，也是有间隙的。

用delete语句来验证。注意：delete语句加锁的逻辑，其实跟select…for update是类似的，也就是在文章开头总结的两个原则两个优化和一个bug。

这是sessionA在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录，根据规则1，这里加的是(c=5,id=5)到(c=10，id=10)这个next-key lock。

然后，sessionA向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。根据优化2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成(c=10,id=10)到(c=15，id=15)的间隙锁。

也就说这个delete语句在索引c上的加锁范围，就是下面蓝色的区域。

这个蓝色区域左右两边都是虚线，表示开区间。

案例七：limit语句加锁

这个例子里，sessionA的delete语句加了limit2。你知道表t里c=10的记录其实i之i有两条，因此加不加limit2，删除的效果都是一样的，但是加锁的效果却不同。可以看到，sessionB的insert语句执行通过了，跟案例六的结果不同。

这是因为，案例七的delete语句明确加了limit2的限制，因此在遍历到(c=10,id=30)这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。

因此，索引c上的加锁范围就变成了从(c=5,id=5)到(c=10,id=30)这个前开后闭区间。

可以看到，(c=10,id=30)之后的这个间隙并没有在加锁范围里，因此insert语句插入c=12是可以执行成功的。

这个例子对我们的指导意义：在删除数据的时候尽量加limit。这样不仅可以控制删除数据的条数，让操作更安全，还可以减小加搜的范围。

案例八：一个死锁的例子

说明：next-key lock 实际上是间隙锁和行锁加起来的结果

1. sessionA启动事务后执行查询语句加lock in share mode，在索引c上加next-key lock(5,10]和(10,15)间隙锁；
2. sessionB的update语句也要在索引c上加next-key lock (5,10],进入锁等待；
3. 然后sessionA要插入一行(8,8,8)这一行，被sessionB的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB 让sessionB回滚。

sessionB的next-key lock 不是没有申请成功吗？

其实，sessionB的“加 next-key lock(5,10]”操作，实际上分成了两步，先是加(5,10)的间隙锁，加锁成功；然后加c=10的行锁，这时候才被锁住的。

也就说，我们在分析加锁规则的时候可以用next-key lock 来分析。但是要知道，具体执行的时候是要分成间隙锁和行锁两段来执行。