按粒度

MySQL支持不同級別的鎖，其鎖定的數(shù)據(jù)的范圍也不同，也即我們常說的鎖的粒度。MySQL有三種鎖級別：行級鎖、頁級鎖、表級鎖。不同的存儲引擎支持不同的鎖粒度，例如MyISAM和MEMORY存儲引擎采用的是表級鎖，頁級鎖僅被BDB存儲引擎支持，InnoDB存儲引擎支持行級鎖和表級鎖，默認(rèn)情況下是采用行級鎖。

特點(diǎn)

表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度大，發(fā)生鎖沖突的概率最高，并發(fā)度最低。數(shù)據(jù)庫引擎總是一次性同時獲取所有需要的鎖以及總是按相同的順序獲取表鎖從而避免死鎖。
行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度最小，發(fā)生鎖沖突的概率最低，并發(fā)度也最高。行鎖總是逐步獲得的，因此會出現(xiàn)死鎖。
頁面鎖：開銷和加鎖時間界于表鎖和行鎖之間；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度界于表鎖和行鎖之間，并發(fā)度一般。

下面詳細(xì)介紹行鎖和表鎖，頁鎖由于使用得較少就不介紹了。

行鎖

按行對數(shù)據(jù)進(jìn)行加鎖。InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項(xiàng)加鎖來實(shí)現(xiàn)的，Innodb一定存在聚簇索引，行鎖最終都會落到聚簇索引上，通過非聚簇索引查詢的時候，先鎖非聚簇索引，然后再鎖聚簇索引。如果一個where語句里面既有聚簇索引，又有二級索引，則會先鎖聚簇索引，再鎖二級索引。由于是分步加鎖的，因此可能會有死鎖發(fā)生。

MySQL的行鎖對S、X鎖上做了一些更精確的細(xì)分，使得行鎖的粒度更細(xì)小，可以減少沖突，這就是被稱為“precise mode”的兼容矩陣。（該矩陣沒有出現(xiàn)在官方文檔上，是有人通過Mysql lock0lock.c:lock_rec_has_to_wait源代碼推測出來的。）

行鎖兼容矩陣

• 間隙鎖(Gap Lock)：只鎖間隙，前開后開區(qū)間(a,b)，對索引的間隙加鎖，防止其他事務(wù)插入數(shù)據(jù)。
• 記錄鎖(Record Lock)：只鎖記錄，特定幾行記錄。
• 臨鍵鎖(Next-Key Lock)：同時鎖住記錄和間隙，前開后閉區(qū)間(a,b]。
• 插入意圖鎖(Insert Intention Lock)：插入時使用的鎖。在代碼中，插入意圖鎖，實(shí)際上是GAP鎖上加了一個LOCK_INSERT_INTENTION的標(biāo)記。

S鎖和S鎖是完全兼容的，因此在判別兼容性時不需要對比精確模式。精確模式的檢測，用在S、X和X、X之間。從這個矩陣可以看到幾個特點(diǎn)：

• INSERT操作之間不會有沖突：你插入你的，我插入我的。
• GAP，Next-Key會阻止Insert：插入的數(shù)據(jù)正好在區(qū)間內(nèi)，不允許插入。
• GAP和Record，Next-Key不會沖突
• Record和Record、Next-Key之間相互沖突。
• 已有的Insert鎖不阻止任何準(zhǔn)備加的鎖。
• 間隙鎖（無論是S還是X）只會阻塞insert操作。
  

注意點(diǎn)

• 對于記錄鎖，列必須是唯一索引列或者主鍵列，查詢語句必須為精確匹配，如“=”，否則記錄鎖會退化為臨鍵鎖。
• 間隙鎖和臨鍵鎖基于非唯一索引，在唯一索引列上不存在間隙鎖和臨鍵鎖。
  

表鎖與鎖表的誤區(qū)

只有正確通過索引條件檢索數(shù)據(jù)（沒有索引失效的情況），InnoDB才會使用行級鎖，否則InnoDB對表中的所有記錄加鎖，也就是將鎖住整個表。注意，這里說的是鎖住整個表，但是Innodb并不是使用表鎖來鎖住表的，而是使用了下面介紹的Next-Key Lock來鎖住整個表。網(wǎng)上很多的說法都是說用表鎖，然而實(shí)際上并不是，我們可以通過下面的例子來看看。

假設(shè)我們有以下的數(shù)據(jù)(MySQL8)：

mysql> select * from users;
+----+------+-----+
| id | name | age |
+----+------+-----+
| 1 | a  | 1  |
| 2 | a  | 1  |
| 3 | a  | 1  |
| 4 | a  | 1  |
| 5 | a  | 1  |
+----+------+-----+

方法一：

我們使用表鎖鎖表，并查看引擎的狀態(tài)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> lock tables users write;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> show engine innodb status\G
...
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 4863
Purge done for trx's n:o  4862 undo n:o  0 state: running but idle
History list length 911
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 281479760456232, not started
mysql tables in use 1, locked 1  ###############注意這里
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
...

然后我們再通過非索引的字段查詢來加鎖，并查看引擎的狀態(tài)

## 先解鎖上次的表鎖
mysql> unlock tables;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from users where name = 'a' for update;

mysql> show engine innodb status\G
...
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 4864
Purge done for trx's n:o  4862 undo n:o  0 state: running but idle
History list length 911
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 4863, ACTIVE 37 sec
2 lock struct(s), heap size 1136, 6 row lock(s)  ###############注意這里
...

然后我們再刪除id為2，3，4的數(shù)據(jù)，然后在通過非索引的字段查詢來加鎖，并查看引擎的狀態(tài)

mysql> delete from users where id in (2,3,4);
Query OK, 3 rows affected (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from users where name = 'a' for update;

mysql> show engine innodb status\G
...
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 4870
Purge done for trx's n:o  4869 undo n:o  0 state: running but idle
History list length 914
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 4869, ACTIVE 9 sec
2 lock struct(s), heap size 1136, 3 row lock(s)  ###############注意這里
...

可以看到這里使用了表鎖和因?yàn)闆]法用索引鎖定特定行而轉(zhuǎn)而鎖住整個表是不一樣的。從第二次和第三次的操作來看，lock住的row也是不同的，這是因?yàn)閮烧唛g隙的個數(shù)不同，所以可以看到使用的并不是表鎖，而是Next-Key Lock。第一次鎖住了(-∞,1],(1,2],(2,3],(3,4],(4,5],(5,∞]，第二次鎖住了(-∞,1],(1,5],(5,∞]。

方法二：

也可以通過以下語句來查看鎖的信息，也可以知道用的是行鎖，且是鎖住了區(qū)間（插入不了數(shù)據(jù)）和記錄，所以是Next-Key Lock。

mysql> select ENGINE_TRANSACTION_ID,LOCK_TYPE,LOCK_MODE from performance_schema.data_locks where ENGINE_TRANSACTION_ID in (你的事務(wù)id);
+-----------------------+-----------+-----------+
| ENGINE_TRANSACTION_ID | LOCK_TYPE | LOCK_MODE |
+-----------------------+-----------+-----------+
|         4889 | TABLE   | IX    |
|         4889 | RECORD  | X     |
|         4889 | RECORD  | X     |
|         4889 | RECORD  | X     |
+-----------------------+-----------+-----------+
10 rows in set (0.00 sec)

LOCK_TYPE：對于InnoDB，可選值為 RECORD(行鎖)， TABLE(表鎖)

LOCK_MODE：對于InnoDB，可選值為S[,GAP], X[,GAP], IS[,GAP],IX[,GAP], AUTO_INC和UNKNOWN。除了AUTO_INC和UNKNOWN，其他鎖定模式都包含了GAP鎖（如果存在）。

具體可見 MySQL文檔：https://dev.mysql.com/doc/ref...

表級鎖

直接對整個表加鎖，影響表中所有記錄，表讀鎖和表寫鎖的兼容性見上面的分析。

MySQL中除了表讀鎖和表寫鎖之外，還存在一種特殊的表鎖：意向鎖，這是為了解決不同粒度的鎖的兼容性判斷而存在的。

意向鎖

因?yàn)殒i的粒度不同，表鎖的范圍覆蓋了行鎖的范圍，所以表鎖和行鎖會產(chǎn)生沖突，例如事務(wù)A對表中某一行數(shù)據(jù)加了行鎖，然后事務(wù)B想加表鎖，正常來說是應(yīng)該要沖突的。如果只有行鎖的話，要判斷是否沖突就得遍歷每一行數(shù)據(jù)了，這樣的效率實(shí)在不高，因此我們就有了意向表鎖。

意向鎖的主要目的是為了使得 行鎖 和 表鎖 共存，事務(wù)在申請行鎖前，必須先申請表的意向鎖，成功后再申請行鎖。注意：申請意向鎖的動作是數(shù)據(jù)庫完成的，不需要開發(fā)者來申請。

意向鎖是表級鎖，但是卻表示事務(wù)正在讀或?qū)懩骋恍杏涗?，而不是整個表， 所以意向鎖之間不會產(chǎn)生沖突，真正的沖突在加行鎖時檢查。

意向鎖分為意向讀鎖(IS)和意向?qū)戞i(IX)。

表鎖的兼容性矩陣

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