【MySQL】（转载）惊！史上最全的select加锁分析

引言

select * from table where id = ? 
select * from table where id < ? 
select * from table where id = ? lock in share mode 
select * from table where id < ? lock in share mode 
select * from table where id = ? for update 
select * from table where id < ? for update

之所以写这篇文章是因为目前为止网上这方面的文章太片面，都只说了一半，且大多没指明隔离级别，以及where后跟的是否为索引条件列。在此，我就不一一列举那些有误的文章了，大家可以自行百度一下，大多都是讲不清楚。
OK，要回答这个问题，先问自己三个问题

• 当前事务隔离级别是什么
• id列是否存在索引
• 如果存在索引是聚簇索引还是非聚簇索引呢？

OK，开始回答

正文

本文假定读者，看过我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。如果没看过，额，你记得三句话吧

• innodb一定存在聚簇索引，默认以主键作为聚簇索引
• 有几个索引，就有几棵B+树(不考虑hash索引的情形)
• 聚簇索引的叶子节点为磁盘上的真实数据。非聚簇索引的叶子节点还是索引，指向聚簇索引B+树。

下面啰嗦点基础知识

锁类型

共享锁(S锁):假设事务T1对数据A加上共享锁，那么事务T2可以读数据A，不能修改数据A。
排他锁(X锁):假设事务T1对数据A加上共享锁，那么事务T2不能读数据A，不能修改数据A。
我们通过update、delete等语句加上的锁都是行级别的锁。只有LOCK TABLE … READ和LOCK TABLE … WRITE才能申请表级别的锁。
意向共享锁(IS锁):一个事务在获取（任何一行/或者全表）S锁之前，一定会先在所在的表上加IS锁。
意向排他锁(IX锁):一个事务在获取（任何一行/或者全表）X锁之前，一定会先在所在的表上加IX锁。

意向锁存在的目的?

OK，这里说一下意向锁存在的目的。假设事务T1，用X锁来锁住了表上的几条记录，那么此时表上存在IX锁，即意向排他锁。那么此时事务T2要进行LOCK TABLE … WRITE的表级别锁的请求，可以直接根据意向锁是否存在而判断是否有锁冲突。

加锁算法

我的说法是来自官方文档:
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html
加上自己矫揉造作的见解得出。
ok，记得如下三种，本文就够用了
Record Locks：简单翻译为行锁吧。注意了，该锁是对索引记录进行加锁！锁是在加索引上而不是行上的。注意了，innodb一定存在聚簇索引，因此行锁最终都会落到聚簇索引上！
Gap Locks：简单翻译为间隙锁，是对索引的间隙加锁，其目的只有一个，防止其他事物插入数据。在Read Committed隔离级别下，不会使用间隙锁。这里我对官网补充一下，隔离级别比Read Committed低的情况下，也不会使用间隙锁，如隔离级别为Read Uncommited时，也不存在间隙锁。当隔离级别为Repeatable Read和Serializable时，就会存在间隙锁。
Next-Key Locks：这个理解为Record Lock+索引前面的Gap Lock。记住了，锁住的是索引前面的间隙！比如一个索引包含值，10，11，13和20。那么，间隙锁的范围如下

(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

快照读和当前读

最后一点基础知识了，大家坚持看完，这些是后面分析的基础！
在mysql中select分为快照读和当前读，执行下面的语句

select * from table where id = ?;

执行的是快照读，读的是数据库记录的快照版本，是不加锁的。（这种说法在隔离级别为Serializable中不成立，后面我会补充。）
那么，执行

select * from table where id = ? lock in share mode;

会对读取记录加S锁 (共享锁)，执行

select * from table where id = ? for update

会对读取记录加X锁 (排他锁)，那么

加的是表锁还是行锁呢？

针对这点，我们先回忆一下事务的四个隔离级别，他们由弱到强如下所示:

• Read Uncommited(RU)：读未提交，一个事务可以读到另一个事务未提交的数据！
• Read Committed (RC)：读已提交，一个事务可以读到另一个事务已提交的数据!
• Repeatable Read (RR):可重复读，加入间隙锁，一定程度上避免了幻读的产生！注意了，只是一定程度上，并没有完全避免!我会在下一篇文章说明!另外就是记住从该级别才开始加入间隙锁(这句话记下来，后面有用到)!
• Serializable：串行化，该级别下读写串行化，且所有的select语句后都自动加上lock in share mode，即使用了共享锁。因此在该隔离级别下，使用的是当前读，而不是快照读。

那么关于是表锁还是行锁，大家可以看到网上最流传的一个说法是这样的，

InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。 InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！

这句话大家可以搜一下，都是你抄我的，我抄你的。那么，这句话本身有两处错误！
错误一:并不是用表锁来实现锁表的操作，而是利用了Next-Key Locks，也可以理解为是用了行锁+间隙锁来实现锁表的操作!
为了便于说明，我来个例子，假设有表数据如下，pId为主键索引

执行语句(name列无索引)

select * from table where name = `aaa` for update

那么此时在pId=1,2,7这三条记录上存在行锁(把行锁住了)。另外，在(-∞,1)(1,2)(2,7)(7,+∞)上存在间隙锁(把间隙锁住了)。因此，给人一种整个表锁住的错觉！

ps:对该结论有疑问的，可自行执行show engine innodb status;语句进行分析。

错误二:所有文章都不提隔离级别！
注意我上面说的，之所以能够锁表，是通过行锁+间隙锁来实现的。那么，RU和RC都不存在间隙锁，这种说法在RU和RC中还能成立么？
因此，该说法只在RR和Serializable中是成立的。如果隔离级别为RU和RC，无论条件列上是否有索引，都不会锁表，只锁行！

分析

下面来对开始的问题作出解答，假设有表如下，pId为主键索引

RC/RU+条件列非索引

(1)select * from table where num = 200

(2)select * from table where num > 200

(3)select * from table where num = 200 lock in share mode

(4)select * from table where num > 200 lock in share mode

(5)select * from table where num = 200 for update

(6)select * from table where num > 200 for update

RC/RU+条件列是聚簇索引

恩，大家应该知道pId是主键列，因此pId用的就是聚簇索引。此情况其实和RC/RU+条件列非索引情况是类似的。

(1)select * from table where pId = 2

(2)select * from table where pId > 2

(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode

(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode

(5)select * from table where pId = 2 for update

(6)select * from table where pId > 2 for update

这里，大家可能有疑问

为什么条件列加不加索引，加锁情况是一样的？

ok,其实是不一样的。在RC/RU隔离级别中，MySQL Server做了优化。在条件列没有索引的情况下，尽管通过聚簇索引来扫描全表，进行全表加锁。但是，MySQL Server层会进行过滤并把不符合条件的锁当即释放掉，因此你看起来最终结果是一样的。但是RC/RU+条件列非索引比本例多了一个释放不符合条件的锁的过程！

RC/RU+条件列是非聚簇索引

我们在num列上建上非唯一索引。此时有一棵聚簇索引(主键索引，pId)形成的B+索引树，其叶子节点为硬盘上的真实数据。以及另一棵非聚簇索引(非唯一索引，num)形成的B+索引树，其叶子节点依然为索引节点，保存了num列的字段值，和对应的聚簇索引。
这点可以看看我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。
接下来分析开始

(1)select * from table where num = 200

(2)select * from table where num > 200

(3)select * from table where num = 200 lock in share mode

(4)select * from table where num > 200 lock in share mode

(5)select * from table where num = 200 for update

(6)select * from table where num > 200 for update

RR/Serializable+条件列非索引

RR级别需要多考虑的就是gap lock，他的加锁特征在于，无论你怎么查都是锁全表。如下所示
接下来分析开始

(1)select * from table where num = 200

(2)select * from table where num > 200

(3)select * from table where num = 200 lock in share mode

(4)select * from table where num > 200 lock in share mode

(5)select * from table where num = 200 for update

(6)select * from table where num > 200 for update

RR/Serializable+条件列是聚簇索引

恩，大家应该知道pId是主键列，因此pId用的就是聚簇索引。该情况的加锁特征在于，如果where后的条件为精确查询(=的情况)，那么只存在record lock。如果where后的条件为范围查询(>或<的情况)，那么存在的是record lock+gap lock。

(1)select * from table where pId = 2

(2)select * from table where pId > 2

(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode

(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode

(5)select * from table where pId = 2 for update

(6)select * from table where pId > 2 for update

(7)select * from table where pId = 6 [lock in share mode|for update]

(8)select * from table where pId > 18 [lock in share mode|for update]

RR/Serializable+条件列是非聚簇索引

这里非聚簇索引，需要区分是否为唯一索引。因为如果是非唯一索引，间隙锁的加锁方式是有区别的。
先说一下，唯一索引的情况。如果是唯一索引，情况和RR/Serializable+条件列是聚簇索引类似，唯一有区别的是:这个时候有两棵索引树，加锁是加在对应的非聚簇索引树和聚簇索引树上！大家可以自行推敲!
下面说一下，非聚簇索引是非唯一索引的情况，他和唯一索引的区别就是通过索引进行精确查询以后，不仅存在record lock，还存在gap lock。而通过唯一索引进行精确查询后，只存在record lock，不存在gap lock。老规矩在num列建立非唯一索引

(1)select * from table where num = 200

(2)select * from table where num > 200

(3)select * from table where num = 200 lock in share mode

(4)select * from table where num > 200 lock in share mode

(5)select * from table where num = 200 for update

(6)select * from table where num > 200 for update

(7)select * from table where num = 250 [lock in share mode|for update]

(8)select * from table where num > 400 [lock in share mode|for update]