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本篇主要根据innodb存储引擎的锁进行阐述，包括分类，算法，以及锁的一些问题
一、锁的概述
为了保证最大程度的利用数据库的并发访问，又要确保每个用户能以一致的方式读取和修改数据，为此锁就派上了用场，也就是锁的机制。锁机制也是用于区别数据库系统和文件系统的一个关节特性。
锁是为了支持对共享资源进行访问，提供数据的一致性和完整性。
innodb存储引擎支持行级别的锁，不过也可以在其他很多的地方上锁，比如，LRU列，删除，添加，移动LRU列中的元素。innodb存储引擎提供了一致性的非锁定读，行级锁支撑，行级锁没有额外的开销，并可以同时保证并发和一致性。二、innodb锁
2.1、lock和latch
虽然两个都是“锁”，但是两者有着截然不同的意义。
latch为轻量级锁：要求锁定的时间非常短，在innodb中，其又可以分为mutex（互斥量）和rwlock（读写锁），其目的是用来保证并发线程操作临界资源的正确性，没有死锁检查机制。
查看：show ENGINE innodb MUTEX
其中os_waits表示操作系统等待的次数，当不能获得latch时，操作系统就会进入等待状态，等待被唤醒。
lock为事务级锁：用来锁定数据库中的对象，比如，表、页、行。并且一般lock的对象仅在事务commit或者rollback后进行释放，有死锁机制。
2.2、innodb存储引擎中的锁
2.2.1、锁的类型
共享锁（S Lock）:允许事务读一行数据，具有锁兼容性质，允许多个事务同时获得该锁。
排它锁（X Lock）:允许事务删除或更新一行数据，具有排它性，某个事务要想获得锁，必须要等待其他事务释放该对象的锁。X锁和其他锁都不兼容，S锁之和S锁兼容，S锁和X锁都是行级别锁，兼容是指对同一条记录（row）锁的兼容性情况。
此外，innodb支持多粒度锁定，这种锁允许事务在行级别和表级别上的锁同时存在，称之为意向锁（Intention Lock），意向锁将锁定的对象分为多个层次，意味着事务在更细粒度上进行加锁。意向锁设计的目的主要是为了在一个事务中揭示下一行将被请求的锁类型。
意向共享锁（IS Lock）：事务想要获得一张表中的某几行的共享锁意向排它锁（IX Lock）：事务想要获得一张表中的某几行的排它锁对数据库中的对象加锁，类似于这棵树，如下图所示：
若将上锁看成如上的这颗树，那么对最下层对象的上锁，也就是最细粒度的上锁，首先需要对粗粒度进行上锁，如上图所示，如果我们需要对最底层的记录进行上X锁，那么需要对数据库，表，页上意向锁IX Lock，最后对最底层的记录上X锁，若其中的任意一个部分导致等待，则该操作需要等待粗粒度锁的完成。
由于innodb的支持行级锁，所以意向锁不会阻塞全表扫描以外的任何请求，故表级意向锁和行级锁的兼容如下表所示：
查看锁的方式：
1、show engine innodb status
2、show full processlist
3、在information_schema库中有三个表可以查看，分别是innodb_locks, innodb_trx, innodb_lock_waits.
innodb_trx表的结构（该表只用来显示当前运行innodb事务情况，不能判断锁的情况）：
innodb_locks表的结构（可以查看锁的情况，当事务较小时，用户可以认为的只管判断，如果事务很大，则认为判断就不好判断了）：
innodb_lock_waits表的结构：
实践部分：
我们通过两个会话提交事务，在会话1中开启事务，修改name，不提交，在会话2中一样修改name值，会话2中会被阻塞。
1、show engine innodb status\G; 查看
------------TRANSACTIONS------------Trx id counter 10026Purge done for trx's n:o < 10024 undo n:o < 0 state: running but idleHistory list length 19LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:---TRANSACTION 421685101706864, not started0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)---TRANSACTION 10025, ACTIVE 238 sec starting index readmysql tables in use 1, locked 1LOCK WAIT 2 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s)MySQL thread id 8, OS thread handle 140209809667840, query id 74 localhost root updatingupdate test2.gxt set name='good boy' where id=1 #表示这个语句被阻塞，在申请锁------- TRX HAS BEEN WAITING 19 SEC FOR THIS LOCK TO BE GRANTED: #表示该事务在申请锁已经等待了19秒#表示test2.gxt表上的记录要申请的行锁(recode lock)是独占锁并且正在waiting，并且标明了该行记录所在表数据文件中的物理位置：表空间id为46，页码为3。 RECORD LOCKS space id 46 page no 3 n bits 80 index GEN_CLUST_INDEX of table `test2`.`gxt` trx id 10025 lock_mode X waitingRecord lock, heap no 8 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0 0: len 6; hex 000000000606; asc ;; 1: len 6; hex 000000002728; asc '(;; 2: len 7; hex 3b00000130036d; asc ; 0 m;; 3: len 4; hex 80000001; asc ;; 4: len 4; hex 676f6f64; asc good;;---------------------TRANSACTION 10024, ACTIVE 262 sec2 lock struct(s), heap size 1136, 4 row lock(s), undo log entries 1MySQL thread id 7, OS thread handle 140209809397504, query id 70 localhost root
2、show full processlist\G;
*************************** 2. row *************************** Id: 8 User: root Host: localhost db: NULLCommand: Query #正在运行 Time: 3 State: updating Info: update test2.gxt set name='good boy' where id=1 #运行中的语句*************************** 3. row ***************************
3、select * from information_schema.innodb_trx\G;
mysql> select * from information_schema.innodb_trx\G;*************************** 1. row *************************** trx_id: 10025 trx_state: LOCK WAIT #该事务在等在锁 trx_started: 2019-09-11 21:23:43 trx_requested_lock_id: 10025:46:3:8 trx_wait_started: 2019-09-11 21:36:09 trx_weight: 2 trx_mysql_thread_id: 8 trx_query: update test2.gxt set name='good boy' where id=1 trx_operation_state: starting index read trx_tables_in_use: 1 trx_tables_locked: 1 trx_lock_structs: 2 trx_lock_memory_bytes: 1136 trx_rows_locked: 4 trx_rows_modified: 0 trx_concurrency_tickets: 0 trx_isolation_level: REPEATABLE READ trx_unique_checks: 1 trx_foreign_key_checks: 1trx_last_foreign_key_error: NULL trx_adaptive_hash_latched: 0 trx_adaptive_hash_timeout: 0 trx_is_read_only: 0trx_autocommit_non_locking: 0*************************** 2. row *************************** trx_id: 10024 trx_state: RUNNING #该事务正在运行 trx_started: 2019-09-11 21:23:19 trx_requested_lock_id: NULL trx_wait_started: NULL trx_weight: 3 trx_mysql_thread_id: 7 trx_query: NULL trx_operation_state: NULL trx_tables_in_use: 0 trx_tables_locked: 1 trx_lock_structs: 2 trx_lock_memory_bytes: 1136 trx_rows_locked: 4 trx_rows_modified: 1 trx_concurrency_tickets: 0 trx_isolation_level: REPEATABLE READ trx_unique_checks: 1 trx_foreign_key_checks: 1trx_last_foreign_key_error: NULL trx_adaptive_hash_latched: 0 trx_adaptive_hash_timeout: 0 trx_is_read_only: 0trx_autocommit_non_locking: 02 rows in set (0.00 sec)
4、 select * from information_schema.innodb_locks\G;
mysql> select * from information_schema.innodb_locks\G;*************************** 1. row ***************************lock_id: 10025:46:3:8lock_trx_id: 10025lock_mode: X #独占锁lock_type: RECORDlock_table: `test2`.`gxt`lock_index: GEN_CLUST_INDEXlock_space: 46lock_page: 3lock_rec: 8lock_data: 0x000000000606 #锁住同一份资源，与下面事务相同，所以这里有一个需要等待，在innodb_trx表中可以明显看出来，如上所示*************************** 2. row ***************************lock_id: 10024:46:3:8lock_trx_id: 10024lock_mode: Xlock_type: RECORDlock_table: `test2`.`gxt`lock_index: GEN_CLUST_INDEXlock_space: 46lock_page: 3lock_rec: 8lock_data: 0x000000000606 2 rows in set, 1 warning (0.00 sec)
5、select * from information_schema.innodb_lock_waits\G;
mysql> select * from information_schema.innodb_lock_waits\G;*************************** 1. row ***************************requesting_trx_id: 10025 #申请事务的id ，表示在被阻塞，一直在等待资源requested_lock_id: 10025:46:3:8 #申请锁的id blocking_trx_id: 10024 #阻塞事务的id ，表示在运行，阻塞了其他事务 blocking_lock_id: 10024:46:3:8 #阻塞锁的id1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
2.2.2、一致性非锁定读
一致性非锁定读是innodb存储引擎通过多版本控制的方式来读取当前执行时间数据库中行的数据，如果读取到正在删除或者修改的记录，这时读取的操作不会等待行锁的释放，而是直接去读取快照中的数据。如下图所示：
一致性非锁定读，是因为不需要等待访问行上的X锁的释放。
快照数据只的是该行的以前版本的数据，通过undo段来实现，而undo用来事务中的回滚数据，因此快照数据没有额外的开销，此外，读取数据不要上锁，因为没有事务对历史数据修改。一致性非锁定读提高数据库的并发性（这是innodb的默认读取方式）。但是在不同的事务隔离级别下，读取方式不同，并不是每个事务隔离级别下都采用一致性非锁定读，就算采用一致性非锁定读，那还有可能就是快照数据的定义各不相同，比如快照可以有多个版本，所以这种技术称为多版本技术，由此带来的并发控制，称为多版本并发控制（MVCC）
例如在事务隔离级别
READ COMMITTED中：一致性非锁定读总是读取被锁定行的最新一份快照数据；
REPEATABLE READ中：一致性非锁定读总是读取事务开始时的行数据版本；
2.2.3、一致性锁定读
虽然innodb在默认情况下会采用一致性非锁定读方式进行读取，但是某些时候用户也可以显示对数据库读取操作进行加锁以保证数据的逻辑的一致性。
innodb存储引擎对select语句支持两种一致性锁定读的操作：
select ... for update #对读取行加X锁，其他事务不能对已锁定的行加任何锁select ... lock in share mode #对读取行加S锁，其他事务允许加S锁，但是如果是X锁，则会阻塞
2.2.4、自增长与锁
在innodb的存储结构中，对每个含有自增长值的表都有一个自增长计数器，对于这样的表进行插入数据，则这个计数器会被初始化，插入操作会根据这个自增长的计数器值加1赋予自增长列，这种实现方式成为AUTO-INC Locking,这种锁为了提高插入的性能，锁并不是在一个事务完成后释放，而是在完成自增长值插入的sql语句后立即释放，但是还是存在性能上的问题。
msyql5.1.22版本开始，innodb提供了一种轻量级互斥的自增长实现机制，这个机制大大的提高插入的性能。由参数innodb_automic_lock_mode来控制自增长的模式（默认值为1）。自增插入的分类如图所示：
innodb_automic_lock_mode设置如下图所示：
还有就是innodb的自增长的实现和myisam不同，myisam是表锁设计，自增长不需要考虑并发插入问题。
2.2.5、外键与锁
在innodb表中，创建外键的时候若外键列上没有索引，则会在创建过程中自动在外键列上隐式地创建索引。
存在这样一种情况，当向子表中插入数据的时候，会向父表查询该表中是否存在对应的值以判断将要插入的记录是否满足外键约束，因此此时使用select ... lock share mode,即主动对父表加S锁，并在表上加意向共享锁。如果此时父表上对应的记录正好有X锁，那么该操作就会阻塞。同理，从子表中删除或更新记录也是一样的。
三、锁带来的三个问题
通过锁机制可以实现事务的隔离性，使得事务更好并发的工作，提高了事务的并发性，但是锁会带来三个问题，如下：
1、脏读2、不可重复3、丢失更新脏读：
先来了解几个概念：脏页：表示缓冲池重的修改的页还没有刷新到磁盘中，使得缓冲池中的数据和磁盘数据不一致。脏页时允许读取的，页非常的正常，等刷新到磁盘，最终都会保持一致性。脏数据：是指事务对缓冲池中的数据进行了修改，但是还没有提交事务。脏读：指的是一个事务读取到了另一个事务没有提交的数据，违反了数据库的隔离性。脏读只会发生在事务隔离级别为READ UNCOMMITTED。而现在数据库基本都设置成了READ COMMITTED和READ REPEATABLE隔离级别。不可重复读：
指在一个事务中多次读取同一份数据，在这个事务没有结束过程中，其他事务对这份数据进行了修改，这样就导致这个事务读取到的数据和之前一次的数据是不一样的，这就是不可重复读。违反是事务的一致性。当设置隔离级别为READ COMMITTED时，是允许不可重复读的情况。在innodb存储引擎中，通过使用Next-Key Lock算法，避免不可重复读问题，在该算法下，对索引的扫描，不仅锁住扫描到的索引，而且锁住这些索引覆盖的范围。因为在这个范围能不允许修改，更新，插入，这样就避免了不可重复读的现象。innodb默认的事务隔离级别为READ REPEATABLE隔离级别。
丢失更新：
指的就是一个事务更新的数据会被另一个事务的更新所覆盖，从而导致数据不一致。1、事务1更新行r为v1，未提交2、事务2更新行r为v2，未提交3、事务1提交4、事务2提交其实当前的数据库都不会造成理论上的数据丢失问题，就算是READ UNCOMMITTED隔离级别，事务2在对r行更新时会被阻塞，要么等到事务1提交要么等待超时。但是会出现下面情况：
1、用户1查询一行数据，存放本地内存2、用户2查询一行数据，存放本地内存3、用户1修改更新这行数据，并提交4、用户2修改更新这行数据，并提交这样就导致用户1的数据被覆盖了，可以通过加x锁使得步骤1,3串行，2,4串行执行，这样就可以避免数据丢失
四、锁的算法
innodb支持行级锁，但是它还支持范围锁。即对范围内的行记录加行锁。
有三种锁算法：
1.record lock：即行锁
2.gap lock：范围锁，但是不锁定行记录本身3.next-key lock：范围锁加行锁，即范围锁并锁定记录本身，gap lock + record lock。record lock是行锁，但是它的行锁锁定的是key，即基于唯一性索引键列来锁定。如果没有唯一性索引键列，则会自动在隐式列上创建索引并完成锁定。
next-key lock是行锁和范围锁的结合，innodb对行的锁申请默认都是这种算法。如果有索引，则只锁定指定范围内的索引键值，如果没有索引，则自动创建索引并对整个表进行范围锁定。之所以锁定了表还称为范围锁定，是因为它实际上锁的不是表，而是把所有可能的区间都锁定了，从主键值的负无穷到正无穷的所有区间都锁定，等价于锁定了表。
假设一个索引有10，11,13,20这四个值，那么索引可能被next-key lock设置的分区为:[-无穷,10),[10,11),[11,13),[13,20),[20,+无穷)
如果事务已经锁定范围[10,11),[11,13),那么当插入记录12时，那么锁定范围将会变成[10,11),[11,12),[12,13)
当查询的索引有唯一属性时，innodb会对next-key lock进行优化，降级为Record Lock。即锁住索引本身，而不是范围索引。若唯一索引由多个列组成，而查询只是查找多个唯一索引列中的一列，那么查询还是范围查询。如果存在辅助索引，需要对聚簇索引（一般以主键）和辅助索引分别锁定，如果对主键中的一个索引进行了行索引，那么与主键对应的辅助索引则是范围索引；例如：create table z (a int , b int ,primary key(a) ,key(b));insert into z values(1,1);insert into z values(2,3);insert into z values(3,6);insert into z values(4,9);insert into z values(5,11);当我们对记录(3,6)进行锁定，聚簇索引锁定的知识a=3这行，而辅助索引锁住的是(3,6)和(6,9)
五、锁的其他状态（阻塞，死锁）
阻塞：
指的是由于不同锁之间可能是相互不兼容的，有些时候一个事务的锁需要等待别的事务释放锁之后才能获得资源，这就是阻塞。innodb_lock_wait_timeout #控制锁的等待时间，默认50s，否则超时innndb_rollback_on_timeout #控制是否等待超时事务回滚，默认OFF
死锁：
指的是两个或者两个以上的事务在执行的过程中，因争夺资源而造成的相互等待的过现象。解决方法：1、等待超时2、wait-for graph(等待图)，主动监测，innodb采用这种方式等待图主要保存了两种信息：
1、锁的信息链表2、事务等待链表通过上述的链表构造出一张图，如果在图中存在回路，则说明存在死锁。
innodb存储引擎通过回滚undo量最小的事务进行回滚。
参考：
《mysql技术内幕：innodb存储引擎》
转载地址：https://www.cnblogs.com/zsql/p/11509473.html 如侵犯您的版权，请留言回复原文章的地址，我们会给您删除此文章，给您带来不便请您谅解！
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