加锁规则的一些问题

Hi，我是阿昌，今天学习记录的是关于加锁规则的一些问题的内容。

加锁规则，这个规则中，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”：

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

接下来，是基于下面这个表 t：

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);

一、不等号条件里的等值查询

等值查询和“遍历”有什么区别？为什么where 条件是不等号，这个过程里也有等值查询？

来看下这个例子，分析一下这条查询语句的加锁范围：

begin;
select * from t where id>9 and id<12 
order by id desc for update;

利用上面的加锁规则，这个语句的加锁范围是主键索引上的 (0,5]、(5,10]和 (10, 15)。也就是说，id=15 这一行，并没有被加上行锁。

为什么呢？说加锁单位是 next-key lock，都是前开后闭区间，但是这里用到了优化 2，即索引上的等值查询，向右遍历的时候 id=15 不满足条件，所以 next-key lock 退化为了间隙锁 (10, 15)。但是，查询语句中 where 条件是大于号和小于号，这里的“等值查询”又是从哪里来的呢？

要知道，加锁动作是发生在语句执行过程中的，所以在分析加锁行为的时候，要从索引上的数据结构开始。这里，再把这个过程拆解一下。

如图 1 所示，是这个表的索引 id 的示意图。

1. 首先这个查询语句的语义是 order by id desc，要拿到满足条件的所有行，优化器必须先找到“第一个 id<12 的值”。
2. 这个过程是通过索引树的搜索过程得到的，在引擎内部，其实是要找到 id=12 的这个值，只是最终没找到，但找到了 (10,15) 这个间隙。
3. 然后向左遍历，在遍历过程中，就不是等值查询了，会扫描到 id=5 这一行，所以会加一个 next-key lock (0,5]。

也就是说，在执行过程中，通过树搜索的方式定位记录的时候，用的是“等值查询”的方法。

二、等值查询的过程

下面这个语句的加锁范围是什么？

begin;
select id from t where c in(5,20,10) lock in share mode;

这条查询语句里用的是 in，先来看这条语句的 explain 结果。

可以看到，这条 in 语句使用了索引 c 并且 rows=3，说明这三个值都是通过 B+ 树搜索定位的。

在查找 c=5 的时候，先锁住了 (0,5]。但是因为 c 不是唯一索引，为了确认还有没有别的记录 c=5，就要向右遍历，找到 c=10 才确认没有了，这个过程满足优化 2，所以加了间隙锁 (5,10)。

同样的，执行 c=10 这个逻辑的时候，加锁的范围是 (5,10] 和 (10,15)；执行 c=20 这个逻辑的时候，加锁的范围是 (15,20] 和 (20,25)。

通过这个分析，可以知道，这条语句在索引 c 上加的三个记录锁的顺序是：先加 c=5 的记录锁，再加 c=10 的记录锁，最后加 c=20 的记录锁。这个加锁范围，不就是从 (5,25) 中去掉 c=15 的行锁吗？为什么这么麻烦地分段说呢？

因为要跟你强调这个过程：这些锁是“在执行过程中一个一个加的”，而不是一次性加上去的。

理解了这个加锁过程之后，就可以来分析下面例子中的死锁问题了。

如果同时有另外一个语句，是这么写的：

select id from t where c in(5,20,10) order by c desc for update;

此时的加锁范围，又是什么呢？

现在都知道间隙锁是不互锁的，但是这两条语句都会在索引 c 上的 c=5、10、20 这三行记录上加记录锁。

这里需要注意一下，由于语句里面是 order by c desc， 这三个记录锁的加锁顺序，是先锁 c=20，然后 c=10，最后是 c=5。也就是说，这两条语句要加锁相同的资源，但是加锁顺序相反。当这两条语句并发执行的时候，就可能出现死锁。

关于死锁的信息，MySQL 只保留了最后一个死锁的现场，但这个现场还是不完备的。

三、怎么看死锁？

图 3 是在出现死锁后，执行 show engine innodb status 命令得到的部分输出。

这个命令会输出很多信息，有一节 LATESTDETECTED DEADLOCK，就是记录的最后一次死锁信息。

来看看这图中的几个关键信息。

1. 这个结果分成三部分：
   • (1) TRANSACTION，是第一个事务的信息；
   • (2) TRANSACTION，是第二个事务的信息；
   • WE ROLL BACK TRANSACTION (1)，是最终的处理结果，表示回滚了第一个事务。
2. 第一个事务的信息中：
   • WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED，表示的是这个事务在等待的锁信息；
   • index c of table test.t，说明在等的是表 t 的索引 c 上面的锁；
   • lock mode S waiting 表示这个语句要自己加一个读锁，当前的状态是等待中；
   • Record lock 说明这是一个记录锁；
   • n_fields 2 表示这个记录是两列，也就是字段 c 和主键字段 id；
   • 0: len 4; hex 0000000a; asc ;; 是第一个字段，也就是 c。值是十六进制 a，也就是 10；
   • 1: len 4; hex 0000000a; asc ;; 是第二个字段，也就是主键 id，值也是 10；
   • 这两行里面的 asc 表示的是，接下来要打印出值里面的“可打印字符”，但 10 不是可打印字符，因此就显示空格。
   • 第一个事务信息就只显示出了等锁的状态，在等待 (c=10,id=10) 这一行的锁。
   • 当然你是知道的，既然出现死锁了，就表示这个事务也占有别的锁，但是没有显示出来。别着急，从第二个事务的信息中推导出来。
3. 第二个事务显示的信息要多一些：
   • “ HOLDS THE LOCK(S)”用来显示这个事务持有哪些锁；
   • index c of table test.t 表示锁是在表 t 的索引 c 上；
   • hex 0000000a 和 hex 00000014 表示这个事务持有 c=10 和 c=20 这两个记录锁；
   • WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED，表示在等 (c=5,id=5) 这个记录锁。

从上面这些信息中，就知道：

1. “lock in share mode”的这条语句，持有 c=5 的记录锁，在等 c=10 的锁；
2. “for update”这个语句，持有 c=20 和 c=10 的记录锁，在等 c=5 的记录锁。

因此导致了死锁。这里，可以得到两个结论：

1. 由于锁是一个个加的，要避免死锁，对同一组资源，要按照尽量相同的顺序访问；
2. 在发生死锁的时刻，for update 这条语句占有的资源更多，回滚成本更大，所以 InnoDB 选择了回滚成本更小的 lock in share mode 语句，来回滚。

四、怎么看锁等待？

看一个锁等待的例子。

可以看到，由于 session A 并没有锁住 c=10 这个记录，所以 session B 删除 id=10 这一行是可以的。但是之后，session B 再想 insert id=10 这一行回去就不行了。

现在一起看一下此时 show engine innodb status 的结果，看看能不能给我们一些提示。

锁信息是在这个命令输出结果的 TRANSACTIONS 这一节。

可以在文稿中看到这张图片

来看几个关键信息。

1. index PRIMARY of table test.t ，表示这个语句被锁住是因为表 t 主键上的某个锁。
2. lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting 这里有几个信息：
   • insert intention 表示当前线程准备插入一个记录，这是一个插入意向锁。可以认为它就是这个插入动作本身。
   • gap before rec 表示这是一个间隙锁，而不是记录锁。
3. 那么这个 gap 是在哪个记录之前的呢？接下来的 0~4 这 5 行的内容就是这个记录的信息。
4. n_fields 5 也表示了，这一个记录有 5 列：
   • 0: len 4; hex 0000000f; asc ;; 第一列是主键 id 字段，十六进制 f 就是 id=15。所以，这时我们就知道了，这个间隙就是 id=15 之前的，因为 id=10 已经不存在了，它表示的就是 (5,15)。
   • 1: len 6; hex 000000000513; asc ;; 第二列是长度为 6 字节的事务 id，表示最后修改这一行的是 trx id 为 1299 的事务。
   • 2: len 7; hex b0000001250134; asc % 4;; 第三列长度为 7 字节的回滚段信息。可以看到，这里的 acs 后面有显示内容 (% 和 4)，这是因为刚好这个字节是可打印字符。
   • 后面两列是 c 和 d 的值，都是 15。

因此，由于 delete 操作把 id=10 这一行删掉了，原来的两个间隙 (5,10)、(10,15）变成了一个 (5,15)。

说到这里，可以联合起来再思考一下这两个现象之间的关联：

1. session A 执行完 select 语句后，什么都没做，但它加锁的范围突然“变大”了；
2. 第 21 篇文章的课后思考题，当我们执行 select * from t where c>=15 and c<=20 order by c desc lock in share mode; 向左扫描到 c=10 的时候，要把 (5, 10]锁起来。

也就是说，所谓“间隙”，其实根本就是由“这个间隙右边的那个记录”定义的。

五、update 的例子

一个 update 语句的案例。

session A 的加锁范围是索引 c 上的 (5,10]、(10,15]、(15,20]、(20,25]和 (25,supremum]。

注意：根据 c>5 查到的第一个记录是 c=10，因此不会加 (0,5]这个 next-key lock。

之后 session B 的第一个 update 语句，要把 c=5 改成 c=1，可以理解为两步：

1. 插入 (c=1, id=5) 这个记录；
2. 删除 (c=5, id=5) 这个记录。

索引 c 上 (5,10) 间隙是由这个间隙右边的记录，也就是 c=10 定义的。

所以通过这个操作，session A 的加锁范围变成了图 7 所示的样子：

好，接下来 session B 要执行 update t set c = 5 where c = 1 这个语句了，一样地可以拆成两步：

1. 插入 (c=5, id=5) 这个记录；
2. 删除 (c=1, id=5) 这个记录。

第一步试图在已经加了间隙锁的 (1,10) 中插入数据，所以就被堵住了。

六、问题

一个空表有间隙吗？这个间隙是由谁定义的？怎么验证这个结论呢？

有间隙，间隙应该是负无穷~正无穷。验证如下：在空表select * for update,另一个线程insert 会发现被阻塞。

有间隙，应该是由最小值(infimum)和最大值(supermum)来定的。