概述

通常用的mysql都是innodb引擎；
一般在update的时候用id都会认为是给行记录加锁；

在使用非唯一索引更新时，会遇到临键锁（范围锁）；
临键锁和表中的数据有关；

mysq版本:8隔离级别：RR可重复读

mysql的lockMode

查看锁的活动信息

-- 当前活动的锁信息
SELECT * FROM performance_schema.data_locks;

• X,REC_NOT_GAP：X代表排他锁，REC_NOT_GAP代表行锁。综合起来就是对这条数据（索引项）添加了行级排他锁;
• IX：意向排它锁。上述案例中，给表添加了一个意向排它锁。当其他事务要对全表的数据进行加锁时，那么就不需要判断每一条数据是否被加锁了。
• X,GAP:X代表排他锁；GAP代表间隙锁（前开后开,即当前的lock_data中的索引值对应的id到最近的上一个id值之间的空隙被锁定了）
• supremum pseudo-record： 是 InnoDB 中定义的一种特殊记录，我们可以理解为 +∞

X,GAP demo说明

假设表中的数据如下,age有普通BTree索引，然后事务1更新其中age为24的数据；
可以看到age=24对应的id=3加上了X排它锁,id=3的加上了行级排它锁；然后对age=24后面的age索引加了一个排他间隙锁，锁住了id范围为(3,5)时间的间隙;

综上获得了id范围为[3,5)之间的锁

-- 事务1操作
UPDATE user SET name = 'Vladimir' WHERE age = 24;

临键锁

假设有如下表；且表中数据如下；

-- 表结构如下
CREATE TABLE `user` (
  `id` int NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT '主键',
  `name` varchar(255) DEFAULT NULL COMMENT '姓名',
  `age` int DEFAULT NULL COMMENT '年龄',
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `idx_age` (`age`)
) ENGINE=InnoDB COMMENT='用户表';

捞点网图,间隙锁可以看做一个左开右闭的区间

那么在事务A中执行sql;
先select查询，查询到age=24的记录，然后继续向后查询，发现后一条是age=32,age不等于24，向后查询结束，所以在获取间隙锁(24,32]，同时当前age=24的记录会加上排它锁;

然后再向前查询前一条记录是age=10，不等于24，向前查询结束，然后会获取(10，24]的间隙锁;

综上所述，INNDB加锁首先定位到等于或者第一个大于目标值的叶子节点

事务A

-- 根据非唯一索引列 UPDATE 某条记录
UPDATE user SET name = 'Vladimir' WHERE age = 24;
-- 或根据非唯一索引列 锁住某条记录
SELECT * FROM user WHERE age = 24 FOR UPDATE;

在事务B中执行sql；会遇到间隙锁，会阻塞

INSERT INTO user VALUES(100, 'Ezreal', 30);

试验结果如下

-- 当前活动的锁信息
SELECT * FROM performance_schema.data_locks;

 案例

案例一：间隙锁简单案例

步骤	事务A	事务B
1	begin; select * from t where id = 11 for update;	–
2	–	insert into user value(12,12,12)
3	commit;	–

当有如下事务A和事务B时，事务A会对数据库表增加（10，15]这个区间锁，这时insert id = 12 的数据的时候就会因为区间锁（10，15]而被锁住无法执行。

案例二： 间隙锁死锁问题

步骤	事务A	事务B
1	begin; select * from t where id = 9 for update;	–
2	–	begin; select * from t where id = 6 for update;
3	–	insert into user value(7,7,7)
4	insert into user value(7,7,7)	–

不同于写锁相互之间是互斥的原则，间隙锁之间不是互斥的，如果一个事务A获取到了（5,10]之间的间隙锁，另一个事务B也可以获取到（5,10]之间的间隙锁。这时就可能会发生死锁问题，如下案例。
事务A获取到（5,10]之间的间隙锁不允许其他的DDL操作，在事务提交，间隙锁释放之前，事务B也获取到了间隙锁（5,10]，这时两个事务就处于死锁状态

案例三： 等值查询—唯一索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; update u set d= d+ 1 where id = 7;	–	–
2	–	insert into u (8,8,8);	–
4	–	–	update set d = d+ 1 where id = 10

1.加锁的范围是（5,10]的范围锁
2.由于数据是等值查询，并且表中最后数据id = 10 不满足id= 7的查询要求，故id=10 的行级锁退化为间隙锁，（5,10）
3.所以事务B中id=8会被锁住，而id=10的时候不会被锁住

案例四： 等值查询—普通索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; select id form t where c = 5 lock in share mode;	–	–
2	–	update t set d = d + 1 where id = 5	–
4	–	–	insert into values (7,7,7)

1.加锁的范围是（0,5]，（5,10]的范围锁
2.由于c是普通索引，根据原则4，搜索到5后继续向后遍历直到搜索到10才放弃，故加锁范围为（5,10]
3.由于查询是等值查询，并且最后一个值不满足查询要求，故间隙锁退化为（5,10）
4.因为加锁是对普通索引c加锁，而且因为索引覆盖，没有对主键进行加锁，所以事务B执行正常
5.因为加锁范围（5,10）故事务C执行阻塞
6.需要注意的是，lock in share mode 因为覆盖索引故没有锁主键索引，如果使用for update 程序会觉得之后会执行更新操作故会将主键索引一同锁住

案例五： 范围查询—唯一索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; select * form t where id >= 10 and id	–	–
2	–	insert into values(8,8,8) insert into values(13,13,13)	–
4	–	–	update t set d = d+ 1 where id = 15

• next-key lock 增加范围锁（5,10]
• 根据原则5，唯一索引的范围查询会到第一个不符合的值位置，故增加（10，15]
  3.因为等值查询有id =10 根据原则3间隙锁升级为行锁，故剩余锁[10,15]
  4.因为查询并不是等值查询，故[10,15]不会退化成[10,15)
  5.故事务B（13,13,13）阻塞，事务C阻塞

案例六： 范围查询—普通索引

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; select * form t where c >= 10 and c	–	–
2	–	insert into values(8,8,8)	–
4	–	–	update t set d = d+ 1 where c = 15

• next-key lock 增加范围锁（5,10]，（10，15]
  2.因为c是非唯一索引，故（5,10]不会退化为10
  3.因为查询并不是等值查询，故[10,15]不会退化成[10,15)
  4.所以事务B和事务C全部堵塞

案例八： 普通索引-等值问题

上面的数据增加一行（30,10,30），这样在数据库中存在的c=10的就有两条记录

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; delete from t where c = 10	–	–
2	–	insert into values(12,12,12)	–
4	–	–	update t set d = d+ 1 where c = 15

• next-key lock 增加范围锁（5,10]，（10，15]
  2.因为是等值查询故退化为（5,10]，（10，15），故事务B阻塞，事务C执行成功
  加锁的范围如下图

案例九： 普通索引-等值Limit问题

步骤	事务A	事务B	事务C
1	begin; delete from t where c = 10 limit 2	–	–
2	–	insert into values(12,12,12)	–
4	–	–	update t set d = d+ 1 where c = 15

1.根据上面案例8改造，将delete增加limit操作2的操作
2.因为知道了数据加锁值加2条，故在加锁（5，10]之后发现已经有两条数据，故后面不在向后匹配加锁。所以事务B执行成功，加锁范围如下

 到此这篇关于mysql间隙锁的具体使用的文章就介绍到这了,更多相关mysql间隙锁内容请搜索IT俱乐部以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持IT俱乐部！