秒懂InnoDB的锁

latch 在 MySQL 中是用来保证并发多线程操作操作临界资源的 锁 ，锁定的对象线程，是和咱们使用的 Java 等传统语言中的锁意义相近，而且没有死锁检测的机制。

lock

lock 是MySQL中在事务中使用的 锁 ，锁定的对象是事务，来锁定数据库中表、页、行；通常只有在事务commit或者rollback后进行释放。lock是有死锁机制的，当出现死锁时，lock有死锁机制来解决死锁问题：超时时间(参数 innodb_lock_wait_timeout )、 wait-for graph 。

我们通常讲的MySQL的“锁”，一般就是说的lock。

以下就是InnoDB中“锁”的大分类：

lock的种类

MySQL Lock大体上可以分为：表锁、行锁、意向锁三种。

共享/排他锁

行锁分为： S Lock 和 X Lock 。 S Lock ：读锁； X Lock ：写锁。

两锁之间的兼容性如下。

       X         S
X     不兼容     不兼容
S     不兼容     不兼容

简单总结为： 读锁可以读，读锁不可写；写锁不可读也tm不可写。

意向锁

InnoDB支持多粒度的锁，即：允许表锁和行锁同时存在。

但是，假如表锁覆盖了行锁的数据，所以表锁和行锁也会产生冲突。如:

trx1 BEGI

trx1 给 T1 加X锁修改数据。

trx2 BEGIN

trx2 给 T1 加表锁修改表结构

这样，表锁和行锁之间就产生了冲突，为了解决这种表锁和行锁共存的问题，就产生了 意向锁 这个东西。

意向锁：从字面意思也很好理解，就是提前表明一个“意向”。

意向锁分为：

• 意向共享锁 。它预示着，事务有意向对表中的”某些行”加S锁。 select xxxx lock in share mode ，要设置 IS 锁。
• 意向排他锁 。它预示着，事务有意向表中的“某些行”加X锁。 select xxx for update ，要设置 IX 锁。

但意向锁仅仅是表明意向，它其实非常弱，意向锁之间可以相互并行，并不是排斥的：

意向锁之间的兼容性问题：

      IS     IX

IS   兼容    兼容

IX   兼容    兼容

但是，意向锁可以和行锁互斥。

        S                X

IS     兼容           互斥不兼容

IX    互斥不兼容        互斥不兼容

于是，上述现象就变为了：

trx1 BEGIN

trx1 给 T1 先加IX ，然后在某一行记录加X锁。

trx2 BEGIN

trx2 给 T1 加表锁（事务被阻塞，等待加锁成功)

trx2 修改表结构

主键自增锁

自增锁( auto-inc Locks )是一种特殊的表级锁，专门针对事务插入 AUTO_INCREMENT 类型的列，往往就是主键列。可以保证主键的值自增是“原子操作”，不会出现一致性、唯一性问题。

行锁的具体分类

InnoDB存储引擎有以上3种行锁算法。以上3种，都是实现在索引上的。

记录锁(Record Lock)

记录锁(Record Lock)总是会去锁住索引记录。

假如没有任何一个索引，那么InnoDB会锁住隐形创建的那个主键。

注意：这里锁的是索引，不一定只是主键索引哦，还可能是二级普通索引。

间隙锁(Gap Lock)

顾名思义，它会封锁索引记录中的“缝隙”，让制其他事务在“缝隙”中插入数据。

它锁定的是一个不包含索引本身的范围。

例如以下索引数据：

间隙锁(Gap Lock) 可以锁的将是以下范围

具体的范围还要根据查询条件不同而定。

间隙锁开启的事务隔离级别是 Repeatable Read ，如果把数据库事务级别降为 Read Committed (默认是 Repeatable Read )，间隙锁则会自动失效。

临键锁(Next-Key Lock)

Next-Key Lock 可以说是记录锁( Record Lock )和间隙锁（ Gap Lock ）的组合，既封锁了”缝隙”，又封锁了索引本身。

还是上面的索引数据：

临键锁(Next-Key Lock) 锁住的范围将是:

Next-key Lock 在索引具有唯一性的时候，例如主键索引的数据，将会降级为 记录锁(Read Lock) ，以增加并发性。

例如:

        T1                                     T2
        BEGIN;                   |            
   select * From T               |           
   where id = 5 for update       |
---------------------------------------------------------------
                                 |            BEGIN; 
                                 |          Insert into t (4, xx);
---------------------------------------------------------------              
                                 |          COMMIT
                                 |             
----------------------------------------------------------------
     COMMIT                      |                            
                                 |
                                 |
-----------------------------------------------------------------

以上情况，就会把 Next-key Lock 降级为 记录锁(Read Lock)

再谈不可重复读( No Reaptable Read )和幻读( Phantom Problem )

有些很权威的书中认为这俩是同一个概念，例如:<<MySQL技术内幕 InnoDB存储引擎>>。

但是就目前网络上的众多总结和个人看法，认为区别如下：

不可重复读 ：修改。在同一个事务中，主要是说多次读取一条记录, 发现该记录中某些列值被修改过。

幻读 :增加或者删除。在同一个事务中，同一条完全相同的查询语句返回的结果集行数不同。

参考： https://stackoverflow.com/questions/11043712/what-is-the-difference-between-non-repeatable-read-and-phantom-read

认真的说， 多版本并发控制 MVCC （读）和 临键锁 Next-Key Lock （写）共同解决了 幻读 问题。

关于MVCC的原理，就是每份数据会有快照，事务中读取数据(简单的 select xxx from ， select xx from xx for update 或者 select xx from xxx in share mode 不行)的时候，如果数据被锁住了，就读以前留下的快照数据。在此不过多赘述了。

以下为多版本并发控制原理图

MVCC 只在 Read Committed 和 Repeatable Read 下会开启。但是在这两种隔离级别下对于快照指定的数据定义不同。

在 Read Committed 下， MVCC 读取的是被锁定数据的最新的一份数据。

在 Repeatable Read 下， MVCC 读取的是事务刚开始时候的数据。