一、数据库锁

1.1 数据库锁简介

在数据库中，除传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。为保证数据的一致性，需要对并发操作进行控制，因此产生了 锁。

同时 锁机制 也为实现MySQL的各个隔离级别提供了保证。 锁冲突 也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。

所以锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。

数据库锁按照是否加锁一般可以分为两类，一个是 悲观锁，一个是乐观锁：

• 乐观锁 一般是用户自己实现的一种锁机制，假设认为数据一般情况下不会造成冲突，所以在数据进行提交更新的时候才会正式对数据的冲突与否进行检测，如果发现冲突了，则返回给用户错误的信息，让用户决定如何去做，乐观锁的实现方式一般包括使用版本号和时间戳；

• 悲观锁 就是 通常说的 数据库锁机制，数据库悲观锁 按照锁粒度分类 有 表锁、行锁、页锁。在 MyISAM引擎中只用到 表锁，一次性获取 SQL语句 所需要的 全部锁，不会有死锁的问题，锁的开销很小，但相应的并发能力也很差；在InnoDB引擎中实现了 行级锁 和 表锁，锁的粒度变小了，并发能力变强，但是相应的锁的开销变大，可能出现死锁。

表锁 和 行锁 都分为 共享锁 和 排它锁（独占锁），而 更新锁 是为了解决 行锁升级（共享锁升级为独占锁）的死锁问题。InnoDB中表锁和行锁一起用，所以为了提高效率才会有 意向锁（意向共享锁和意向排它锁）。

二、MySQL并发事务访问相同记录

2.1 数据库的并发操作及产生的相关情况

1、读-读情况

读-读情况 即并发事务相继读取相同的记录，读取操作本身不会对记录有任何影响，并不会引起什么问题，所以允许这种情况的发生。

2、写-写情况

写-写情况 即并发事务相继对相同的记录做出改动。

在这种情况下会发生 脏写的问题，任何一种隔离级别都不允许这种问题的发生。所以在多个未提交事务相继对一条记录做改动时，需要让它们排队执行，这个排队的过程其实是通过锁来实现的。 这个所谓的锁其实是一个内存中的结构，在事务执行前本来是没有锁的，也就是说一开始是没有 锁结构 和 记录进行关联的。

当一个事务想对这条记录做改动时，首先会看看内存中有没有与这条记录关联的 锁结构，当没有的时候就会在内存中生成一个锁结构与之关联。

3、读-写或写-读情况

读-写或写-读，即一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。这种情况下可能发生脏读、不可重复读、幻读的问题。

2.2 并发问题的解决方案

要解决 脏读、不可重复读、幻读这些并发问题，有两种可选的解决方案：

方案一：读操作利用多版本并发控制（MVCC，下章讲解），写操作进行加锁。

所谓的MVCC，就是生成一个ReadView，通过ReadView找到符合条件的记录版本（历史版本由undo日志构建）。查询语句只能读到在生成ReadView之前已提交事务所做的更改，在生成ReadView之前未提交的事务或者之后才开启的事务所做的更改是看不到的。而写操作肯定针对的是最新版本的记录，读记录的历史版本和改动记录的最新版本本身并不冲突，也就是采用MVCC时，读-写操作并不冲突。

Tips: 普通的SELECT语句在 READ COMMITTED(读已提交) 和 REPEATABLE READ(可重复读) 隔离级别下会使用到MVCC读取记录。

• 在READ COMMITTED隔离级别下，一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadView，ReadView的存在本身就保证了事务不可以读取到未提交的事务所做的更改，也就是避免了脏读现象；
• 在REPEATABLE READ隔离级别下，一个事务在执行过程中只有第一次执行SELECT操作 才会生成一个ReadView，之后的SELECT操作都复用这ReadView，这样也就避免了不可重复读和幻读的问题。

方案二：读、写操作都采用加锁的方式。

如果一些业务场景不允许读取记录的旧版本，而是每次都必须去读取记录的最新版本。这样在读取记录的时候就需要对其进行加锁操作，这样也就意味着 读操作 和 写操作 也像写-写操作那样排队执行。

脏读 的产生是因为当前事务读取了另一个未提交事务写的一条记录，如果一个事务在写记录的时候就给这条记录加锁，那么当前事务就无法继续读取该记录了，所以也就不会有脏读问题的产生了。

不可重复读 的产生是因为当前事务先读取一条记录，另外一个事务对该记录做了改动之后并提交之后，当前事务再次读取时会获得不同的值，如果在当前事务读取记录时就给该记录加锁，那么另一个事务就无法修改该记录，自然也不会发生不可重复读了。

幻读 问题的产生是因为当前事务读取了一个范围的记录，然后另外的事务向该范围内插入了新记录，当前事务再次读取该范围的记录时发现了新插入的新记录。采用加锁的方式解决幻读问题就有一些麻烦，因为当前事务在第一次读取记录时幻影记录并不存在，所以读取的时候加锁就有点尴尬（因为并不知道给谁加锁）。

两种方案对比发现：

• 采用MVCC方式的话，读-写操作彼此并不冲突，性能更高。
• 采用加锁方式的话，读-写操作彼此需要排队执行，影响性能。

一般情况下采用MVCC来解决读-写操作并发执行的问题，但是业务在某些特殊情况下，要求必须采用加锁的方式执行。

三、MySQL锁的分类

3.1 锁的不同角度

3.2 从数据操作的类型划分：读锁、写锁

读锁：也称为共享锁（Share Lock）、英文用S表示。针对同一份数据，多个事务的读操作可以同时进行而不会互相影响，相互不阻塞的。

• 多个事务可封锁同一个共享页；
• 但任何事务都不能修改该页；
• 通常是该页被读取完毕，S锁立即被释放；

写锁：也称为排它锁（Exclusive Lock）、英文用X表示。当前写操作没有完成前，它会阻断其它写锁和读锁。这样就能确保在给定的时间里，只有一个事务能执行写入，并防止其它用户读取正在写入的同一资源。

• 仅允许一个事务封锁此页；
• 其它任何事务必须等到X锁被释放才能对该页进行读写访问；
• 写锁一直到事务结束才能被释放；

Tips: 需要注意的是对于InnoDB引擎来说，读锁和写锁可以加在表上，也可以加在行上。

Tips： 更新锁(U锁): 用于从读锁向写锁的升级 使用共享锁时，修改数据的操作分为两步：

1. 首先获得一个共享锁，读取数据；
2. 将共享锁升级为排它锁，再执行修改操作；

这样如果有两个或多个事务同时对一个事务申请了共享锁，在修改数据时，这些事务都要将共享锁升级为排它； 这时，这些事务都不会释放共享锁，而是一直等待对方释放，这样就造成了死锁； 如果一个数据在修改前直接申请更新锁，在数据修改时再升级为排它锁，就可以避免死；

• 锁定读

在采用加锁方式解决脏读、不可重复读、幻读这些问题时，读取一条记录时需要获取该记录的S锁，其实是不严谨的，有时候需要在读取记录时就获取记录的X锁，来禁止别的事务读写该记录，为此MySQL提出了两种比较特殊的SELECT语句格式：

1、对读取的记录加S锁

1
2
3

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;
# 或
SELECT ... FOR SHARE; # (MySQL8.0新增语法)

2、对读取的记录加X锁

1

SELECT ... FOR UPDATE;

• 在MySQL5.7及之前的版本，SELECT ... FOR UPDATE，如果获取不到锁，会一直等待，直到innodb_lock_wait_timeout超时。

• 在8.0版本中，SELECT ... FOR UPDATE，SELECT ... FOR SHARE 添加 NOWAIT(跳过锁等待)、SKIP LOCKED(或者跳过锁定) 语法:

  • NOWAIT：如果查询的行已经加锁，会立即报错返回
  • SKIP LOCKED：如果查询的行已经加锁，只返回结果中不包含被锁定的行

• 写操作

DELETE：对一条记录做 DELETE 操作的过程其实是先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取这条记录的X锁，再执行delete mark操作。 UPDATE：在对一条记录做UPDATE操作时分为三种情况：

• 情况1：未修改该记录的键值，并且被更新的列占用的存储空间在修改前后未发生变化，则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后再获取一下记录的X锁，最后在原纪录的位置进行修改操作。
• 情况2：未修改该记录的键值，并且至少有一个被更新的列占用的存储空间在修改前后发生变化，则先在B+树中定位到这条记录的位置，然后获取一下记录的X锁，将该记录彻底删除掉（就是把记录彻底移入垃圾链表），最后再插入一条新记录。新插入的记录由INSERT操作提供的隐式锁进行保护。
• 情况3：修改该记录的键值，则相当于在原纪录上做DELECT操作之后再来一次INSERT操作。 INSERT：一般情况下，新插入一条记录的操作并不加锁，通过一种称之为隐式锁的结构来保护这条新插入的记录在本事务提交前不被别的事务访问。

3.3 从数据操作的粒度划分：表级锁、行级锁、页级锁

1、表级锁（Table Lock）

该锁会锁定整张表，它是MySQL中最基本的锁策略，并不依赖于存储引擎，并且表锁是开销最少的策略。由于表级锁一次会将整个表锁定，所以可以很好的避免死锁的问题。当然，锁的粒度大所带来最大的负面影响就是出现锁资源争用的概率也会最高，导致并发率大打折扣。

表级别的S锁、X锁： 在对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时，InnoDB存储引擎是不会为这个表添加表级别的S锁 或者X锁。

在对某个表执行一些诸如ALTER TABLE、DROP TABLE这类的DDL语句时，其它事务对这个表并发执行诸如SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE的语句会发生阻塞。同理，某个事务中对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时，在其它会话中对这个表执行DDL语句也会发生阻塞。这个过程其实是通过在server层使用一种称之为元数据锁（英文名：Metadata Locks，简称MDL）结构来实现的。

一般情况下，不会使用InnoDB存储引擎提供的表级别的S锁和X锁，只有在一些特殊情况下，比方说崩溃恢复过程中用到。比如，在系统变量 autocommit=0，innodb_table_locks = 1时，手动获取InnoDB存储引擎提供的表t 的 S锁 或者 X锁 可以这么写：

• LOCK TABLES t READ：InnoDB存储引擎会对 表t 加表级别的 S锁。
• LOCK TABLES t WRITE：InnoDB存储引擎会对 表t 加表级别的 X锁。

MyISAM在执行查询语句（SELECT）前，会给涉及的所有表加 读锁，在执行增删改操作前，会给涉及的表加写锁。

意向锁 （intention lock）： InnoDB 支持多粒度锁（multiple granularity locking），它允许行级锁与表级锁共存，而 意向锁 就是其中的一种 表锁。

• 意向锁 的存在是为了协调行锁和表锁的关系，支持多粒度（表锁与行锁）的锁并存。
• 意向锁 是一种不与行级锁冲突的表级锁，这一点非常重要。
• 意向锁 表明“某个事务正在某些行持有了锁或该事务准备去持有锁”。

意向锁分为两种：

• 意向共享锁 （intention shared lock, IS）：事务有意向对表中的某些行加 共享锁（S锁）

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-- 事务要获取某些行的 S 锁，必须先获得表的 IS 锁。
SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;

• 意向排它锁 （intention exclusive lock, IX）：事务有意向对表中的某些行加 排它锁（X锁）

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2

-- 事务要获取某些行的 X 锁，必须先获得表的 IX 锁。
SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;

意向锁是由存储引擎自己维护的，用户无法手动操作意向锁，在为数据行加共享 / 排它锁之前，InooDB 会先获取该数据行所在数据表的对应意向锁。

意向锁要解决的问题: 现在有两个事务，分别是T1和T2，其中T2试图在该表级别上应用共享或排它锁，如果没有意向锁存在，那么T2就需要去检查各个页或行是否存在锁；如果存在意向锁，那么此时就会受到由T1控制的表级别意向锁的阻塞。T2在锁定该表前不必检查各个页或行锁，而只需检查表上的意向锁。简单来说就是给更大一级级别的空间示意里面是否已经上过锁。

在数据表的操作场景中，如果给某一行数据加上了排它锁，数据库会自动给更大一级的空间，比如数据页或数据表加上意向锁，告诉其它人这个数据页或数据表已经有人上过排它锁了，这样当其它人想要获取数据表排它锁的时候，只需要了解是否有人已经获取了这个数据表的意向排它锁即可。

• 如果事务想要获取数据表中某些记录的共享锁，就需要在数据表上添加意向共享锁
• 如果事务想要获取数据表中某些记录的排它锁，就需要在数据表上添加意向排它锁 这时，意向锁会告诉其它事务已经有人锁定了表中的某些记录。

自增锁（AUTO-INC锁 ）：

• Simple inserts（简单插入）：可以预先确定要插入的行数（当语句被初始处理时）的语句，包括没有嵌套子查询的单行和多行 INSERT...VALUES() 和 REPLACE 语句。

• Bulk inserts（批量插入）：事先不知道要插入的行数（和所需自动递增值的数量）的语句，比如INSERT ... SELECT，REPLACE ... SELECT 和 LOAD DATA 语句，但不包括纯INSERT。 InnoDB在每处理一行，为 AUTO_INCREMENT 列分配一个新值。

• Mixed-mode inserts（混合模式插入）：这些是 Simple inserts语句 但是指定部分新行的自动递增值。例如 INSERT INTO teacher (id,name) VALUES (1,'a'), (NULL,'b'), (5,'c'), (NULL,'d'); 只是指定了部分id的值。另一种类型的 “混合模式插入” 是 INSERT ... ON DUPLICATE KEY UPDATE。

对于上面数据插入的案例，MySQL采用了 自增锁(AUTO-INT锁) 的方式来实现，AUTO-INT锁 是当向使用含有AUTO_INCREMENT列的表中插入数据时需要获取的一种特殊的表级锁，在执行插入语句时就在表级别加一个AUTO-INT锁，然后为每条待插入记录的AUTO_INCREMENT修饰的列分配递增的值，在该语句执行结束后，再把AUTO-INT锁释放掉。

一个事务在持有AUTO-INC锁的过程中，其它事务的插入语句都要被阻塞，这可以保证一个语句中分配的递增值是连续的。也正因为此，其并发性显然并不高，当向一个有AUTO_INCREMENT关键字的主键插入值的时候，每条语句都要对这个表锁进行竞争，这样的并发潜力其实是很低下的，所以InnoDB引擎通过 innodb_autoinc_lock_mode 的不同取值来提供不同的锁定机制，以此来显著提高SQL语句的可伸缩性和性能。

innodb_autoinc_lock_mode 有三种取值，分别对应与不同锁定模式：

• innodb_autoinc_lock_mode = 0(“传统”锁定模式)

在此锁定模式下，所有类型的insert语句都会获得一个特殊的表级AUTO-INC锁，用于插入具有AUTO_INCREMENT列的表。这种模式其实就如上面的例子，即每当执行insert的时候，都会得到一个表级锁(AUTO-INC锁)，使得语句中生成的auto_increment为顺序，且在binlog中重放的时候，可以保证master与slave中数据的auto_increment是相同的。因为是表级锁，当在同一时间多个事务中执行insert的时候，对于AUTO-INC锁的争夺会限制并发能力。

• innodb_autoinc_lock_mode = 1(“连续”锁定模式)

在这个模式下，“bulk inserts”仍然使用AUTO-INC表级锁，并保持到语句结束。这适用于所有INSERT … SELECT，REPLACE … SELECT和LOAD DATA语句。同一时刻只有一个语句可以持有AUTO-INC锁。 对于“Simple inserts”（要插入的行数事先已知），则通过在mutex（轻量锁）的控制下获得所需数量的自动递增值来避免表级AUTO-INC锁，它只在分配过程的持续时间内保持，而不是直到语句完成。不使用表级AUTO-INC锁，除非AUTO-INC锁由另一个事务保持。如果另一个事务保持AUTO-INC锁，则“Simple inserts”等待AUTO-INC锁，如同它是一个“bulk inserts”。 在 MySQL 8.0 之前，连续锁定模式是默认的。

• innodb_autoinc_lock_mode = 2(“交错”锁定模式)

在这种锁定模式下，所有类INSERT语句都不会使用表级AUTO-INC锁，并且可以同时执行多个语句。这是最快和最可拓展的锁定模式，但是当使用基于语句的复制或恢复方案时，从binlog重播SQL语句时，这是不安全的。 在此锁定模式下，自动递增值保证在所有并发执行的所有类型的insert语句中是唯一且单调递增的。但是，由于多个语句可以同时生成数字（即，跨语句交叉编号），为任何给定语句插入的行生成的值可能不是连续的。 从 MySQL 8.0 开始，交错锁模式是默认设置。

元数据锁（MDL锁）: MySQL5.5引入了meta data lock，简称 MDL锁，属于表锁范畴。MDL 的作用是，保证读写的正确性。比如，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，增加了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。

因此， 当对一个表做增删改查操作的时候，加MDL读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加MDL写锁。

2、InnoDB中的行锁

行锁（Row Lock）也称为记录锁，顾名思义，就是锁住某一行（某条记录row）。需要注意的是，MySQL服务器层并没有实现行锁机制，行级锁只在存储引擎层实现。

• 优点： 锁定力度小，发生锁冲突概率低，可以实现的并发度高
• 缺点： 对于锁的开销比较大，加锁会比较慢，容易出现死锁情况

Tips: InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是InnoDB支持事务；二是InnoDB采用了行级锁。

记录锁（Record Locks） 记录锁也就是仅仅把一条记录锁上，官方的类型名称为：LOCK_REC_NOT_GAP。

记录锁是有S锁和X锁之分的，称之为S型记录锁和X型记录锁:

• 当一个事务获取了一条记录的S型记录锁后，其它事务也可以继续获取该记录的S型记录锁，但不可以继续获取X型记录锁； 当一个事务获取了一条记录的X型记录锁后，其它事务既不可以继续获取该记录的S型记录锁，也不可以继续获取X型记录锁；

间隙锁（Gap Locks） MySQL在 REPEATABLE READ隔离级别下是可以解决幻读问题的，解决方案有两种，可以使用MVCC方案解决，也可以采用加锁方案解决。但是在使用加锁方案解决时有个大问题，就是事务在第一次执行读取操作时，那些幻影记录尚不存在，无法给这些幻影记录加上记录锁。InnoDB提出了一种称之为Gap Locks的锁，官方的类型名称为：LOCK_GAP，可以简称为 gap锁。

gap锁 的提出仅仅是为了防止插入幻影记录而提出的 。虽然有共享gap锁和独占gap锁这样的说法，但是它们起到的作用是相同的。而且如果对一条记录加了gap锁（不论是共享gap锁还是独占gap锁），并不会限制其它事务对这条记录加记录锁或者继续加gap锁。

临键锁（Next-Key Locks） 有时候既想锁住某条记录，又想阻止其它事务在该记录前边的间隙插入新记录，所以InnoDB就提出了一种称之为Next-Key Locks的锁，官方的类型名称为：LOCK_ORDINARY，也可以简称为 next-key锁*。

Next-Key Locks是在存储引擎InnoDB、事务级别在可重复读的情况下使用的数据库锁，InnoDB默认的锁就是Next-Key locks。

插入意向锁（Insert Intention Locks） 一个事务在插入一条记录时需要判断一下插入位置是不是被别的事务加了gap锁（next-key锁也包含gap锁），如果有的话，插入操作需要等待，直到拥有gap锁的那个事务提交。

但是InnoDB规定事务在等待的时候也需要在内存中生成一个锁结构 ，表明有事务想在某个间隙中插入新记录，但是现在在等待，InnoDB就把这种类型的锁命名为 Insert Intention Locks，官方的类型名称为：LOCK_INSERT_INTENTION，称为 插入意向锁。

插入意向锁是一种Gap锁，不是意向锁，在insert操作时产生。

插入意向锁是在插入一条记录行前，由INSERT 操作产生的一种间隙锁。

事实上 插入意向锁并不会阻止别的事务继续获取该记录上任何类型的锁。

3、页锁

页锁 就是在页的粒度上进行锁定，锁定的数据资源比行锁要多，因为一个页中可以有多个行记录。当使用页锁的时候，会出现数据浪费的现象，但这样的浪费最多也就是一个页上的数据行。页锁的开销介于表锁和行锁之间，会出现死锁。锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般。

每个层级的锁数量是有限制的，因为锁会占用内存空间，锁空间的大小是有限的。当某个层级的锁数量超过了这个层级的阈值时，就会进行锁升级。锁升级就是用更大粒度的锁替代多个更小粒度的锁，比如InnoDB 中行锁升级为表锁，这样做的好处是占用的锁空间降低了，但同时数据的并发度也下降了。

3.4 从对待锁的态度划分:乐观锁、悲观锁

从对待锁的态度来看锁的话，可以将锁分成 乐观锁 和 悲观锁，从名字中也可以看出这两种锁是两种看待数据并发的思维方式。需要注意的是，乐观锁和悲观锁并不是锁，而是锁的设计思想。

1、悲观锁（Pessimistic Locking）

悲观锁 是一种思想，顾名思义，就是很悲观，对数据被其它事务的修改保持保守态度，会通过数据库自身的锁机制来实现，从而保证数据操作的排它性。

悲观锁总是假设最坏的情况，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会阻塞直到它拿到锁（共享资源每次只给一个线程使用，其它线程阻塞，用完后再把资源转让给其它线程 ）。比如行锁，表锁等，读锁，写锁等，都是在做操作之前先上锁，当其它线程想要访问数据时，都需要阻塞挂起。

Tips: Java中synchronized和ReentrantLock等独占锁就是悲观锁思想的实现。

注意：select … for update 语句执行过程中所有扫描的行都会被锁上，因此 在MySQL中用悲观锁必须确定使用了索引，而不是全表扫描，否则将会把整个表锁住。

2、乐观锁（Optimistic Locking）

乐观锁 认为对同一数据的并发操作不会总发生，属于小概率事件，不用每次都对数据上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，也就是不采用数据库自身的锁机制，而是通过程序来实现。在程序上，可以采用版本号机制或者CAS机制实现。乐观锁适用于多读的应用类型，这样可以提高吞吐量。

Tips: 在Java中java.util.concurrent.atomic包下的原子变量类就是使用了乐观锁的一种实现方式：CAS实现的。

• 乐观锁的版本号机制: 在表中设计一个版本字段 version，第一次读的时候，会获取 version 字段的取值，然后对数据进行更新或删除操作时，会执行 UPDATE ... SET version=version+1 WHERE version=version;，此时如果已经有事务对这条数据进行了更改，修改就不会成功。

• 乐观锁的时间戳机制： 时间戳和版本号机制一样，也是在更新提交的时候，将当前数据的时间戳和更新之前取得的时间戳进行比较，如果两者一致则更新成功，否则就是版本冲突。

从乐观锁机制能看到乐观锁就是程序员自己控制数据并发操作的权限，基本是通过给数据行增加一个戳（版本号或者时间戳），从而证明当前拿到的数据是否最新。

3、两种锁的适用场景

从这两种锁的设计思想中，总结一下乐观锁和悲观锁的适用场景：

• 乐观锁 适合 读操作多的场景，相对来说写的操作比较少。它的优点在于程序实现，不存在死锁问题，不过适用场景也会相对乐观，因为它阻止不了除了程序以外的数据库操作。
• 悲观锁 适合 写操作多的场景，因为写的操作具有排它性。采用悲观锁的方式，可以在数据库层面阻止其它事务对该数据的操作权限，防止 读 - 写 和 写 - 写 的冲突。

3.5 按加锁的方式划分：显式锁、隐式锁

1、隐式锁

情景一：对于聚簇索引记录来说，有一个trx_id隐藏列，该隐藏列记录着最后改动该记录的 事务id。那么如果在当前事务中新插入一条聚簇索引记录后，该记录的 trx_id 隐藏列代表的的就是当前事务的事务id，如果其它事务此时想对该记录添加 S锁 或者 X锁 时，首先会看一下该记录的 trx_id隐藏列代表的事务是否是当前的活跃事务，如果是的话，那么就帮助当前事务创建一个X锁`（也就是为当前事务创建一个锁结构，is_waiting属性是false），然后自己进入等待状态（也就是为自己也创建一个锁结构，is_waiting属性是true）。

情景二： 对于二级索引记录来说，本身并没有 trx_id隐藏列，但是在二级索引页面的 Page Header部分有一个 PAGE_MAX_TRX_ID 属性，该属性代表对该页面做改动的最大的 事务id，如果 PAGE_MAX_TRX_ID 属性值小于当前最小的活跃 事务id，那么说明对该页面做修改的事务都已经提交了，否则就需要在页面中定位到对应的二级索引记录，然后回表找到它对应的聚簇索引记录，然后再重复情景一的做法。

即：一个事务对新插入的记录可以不显示的加锁（生成一个锁结构），但是由于事务id的存在，相当于加了一个隐式锁。别的事务在对这条记录加 S锁 或者 X锁 时，由于隐式锁的存在，会先帮助当前事务生成一个锁结构，然后自己再生成一个锁结构后进入等待状态。隐式锁 是一种延迟加锁的机制，从而来减少加锁的数量。

2、显式锁

通过特定的语句进行加锁，一般称之为 显示加锁。

3.6 其它锁之：死锁

两个事务都持有对方需要的锁，并且在等待对方释放，并且双方都不会释放自己的锁。

死锁 是指两个或多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环。

产生死锁的必要条件

• 两个或者两个以上事务
• 每个事务都已经持有锁并且申请新的锁
• 锁资源同时只能被同一个事务持有或者不兼容
• 事务之间因为持有锁和申请锁导致彼此循环等待

如何处理死锁？

方式一：等待，直到超时（innodb_lock_wait_timeout=50s） 即当两个事务互相等待时，当一个事务等待时间超过设置的阈值时，就将其回滚，另外事务继续进行。

方式二： 使用死锁检测进行死锁处理 发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务（将持有最少行级排它锁的事务进行回滚），让其它事务得以继续执行。

Tips: 死锁检测的原理是构建一个以事务为顶点、锁为边的有向图，判断有向图是否存在环，存在即有死锁。

一旦检测到死锁、有死锁，这时候InnoDB存储引擎会选择 回滚undo量最小的事务，让其它事务继续执行（innodb_deadlock_detect=on表示开启这个逻辑）。

缺点：每个新的被阻塞的线程，都要判断是不是由于自己的加入导致了死锁，这个操作时间复杂度是O(n)，如何解决？

• 方式1：关闭死锁检测，但意味着可能会出现大量的超时，会导致业务有损。
• 方式2：控制并发访问的数量。比如在中间件中实现对于相同行的更新，在进入引擎之前排队，这样在InnoDB内部就不会有大量的死锁检测工作。

如何避免死锁：

• 合理设计索引，使业务SQL尽可能通过索引定位更少的行，减少锁竞争；
• 调整业务逻辑SQL执行顺序，避免update/delete长时间持有锁的SQL在事务前面；
• 避免大失误，尽量将大事务拆成多个小事务来处理，小事务缩短锁定资源的时间，发生锁冲突的几率也更小；
• 在并发比较高的系统中，不要显示加锁，特别是是在事务里显示加锁。如select … for update 语句，如果是在事务里运行了start transaction 或设置了 autocommit 等于0，那么就会锁定锁查找到的记录；
• 降低隔离级别。如果业务允许，将隔离级别调低也是较好的选择，比如将隔离级别从RR调整为RC，可以避免掉很多因为gap锁造成的死锁；

四、锁的内存结构

4.1 锁的内存结构解析

锁所在的事务信息： 不论是表锁还是行锁，都是在事务执行过程中生成的，哪个事务生成了这个 锁结构 ，这里就记录这个事务的信息。

此锁所在的事务信息在内存结构中只是一个指针，通过指针可以找到内存中关于该事务的更多信息，比方说事务id等。

索引信息: 对于行锁来说，需要记录一下加锁的记录是属于哪个索引的，这里也是一个指针。

表锁／行锁信息： 表锁结构 和 行锁结构 在这个位置的内容是不同的：

• 表锁：记载着是对哪个表加的锁，还有其它的一些信息。
• 行锁：记载了三个重要的信息：
  • Space ID ：记录所在表空间。
  • Page Number ：记录所在页号。
  • n_bits ：对于行锁来说，一条记录就对应着一个比特位，一个页面中包含很多记录，用不同的比特位来区分到底是哪一条记录加了锁。为此在行锁结构的末尾放置了一堆比特位，这个n_bits 属性代表使用了多少比特位。

Tips: n_bits的值一般都比页面中记录条数多一些。主要是为了之后在页面中插入了新记录后也不至于重新分配锁结构

type_mode： 这是一个32位的数，被分成了lock_mode、lock_type和rec_lock_type三个部分，如图所示：

• 锁的模式（lock_mode），占用低4位，可选的值如下：
  • LOCK_IS（十进制的0）：表示共享意向锁，也就是IS锁；
  • LOCK_IX（十进制的1）：表示独占意向锁，也就是IX锁；
  • LOCK_S（十进制的2）：表示共享锁，也就是S锁；
  • LOCK_X（十进制的3）：表示独占锁，也就是X锁；
  • LOCK_AUTO_INC（十进制的4）：表示AUTO-INC锁；

在InnoDB存储引擎中，LOCK_IS，LOCK_IX，LOCK_AUTO_INC都算是表级锁的模式，LOCK_S和 LOCK_X既可以算是表级锁的模式，也可以是行级锁的模式。

• 锁的类型（lock_type），占用第5～8位，不过现阶段只有第5位和第6位被使用：

  • LOCK_TABLE（十进制的16），也就是当第5个比特位置为1时，表示表级锁；
  • LOCK_REC（十进制的32），也就是当第6个比特位置为1时，表示行级锁；

• 行锁的具体类型（rec_lock_type），使用其余的位来表示。只有在 lock_type的值为LOCK_REC时，也就是只有在该锁为行级锁时，才会被细分为更多的类型：

  • LOCK_ORDINARY（十进制的0）：表示next-key锁。
  • LOCK_GAP（十进制的512）：也就是当第10个比特位置为1时，表示gap锁。
  • LOCK_REC_NOT_GAP（十进制的1024）：也就是当第11个比特位置为1时，表示正经记录锁。
  • LOCK_INSERT_INTENTION（十进制的2048）：也就是当第12个比特位置为1时，表示插入意向锁。其它的类型：还有一些不常用的类型我们就不多说了。

• is_waiting属性呢？基于内存空间的节省，所以把 is_waiting 属性放到了 type_mode 这个32位的数字中：

  • LOCK_WAIT（十进制的256） ：当第9个比特位置为1时，表示is_waiting为true，也就是当前事务尚未获取到锁，处在等待状态；当这个比特位为0时，表示is_waiting为false，也就是当前事务获取锁成功。

其它信息： 为了更好的管理系统运行过程中生成的各种锁结构而设计了各种哈希表和链表。

一堆比特位： 如果是行锁结构的话，在该结构末尾还放置了一堆比特位，比特位的数量是由上边提到的n_bits属性表示的。InnoDB数据页中的每条记录在记录头信息中都包含一个 heap_no 属性，伪记录Infimum的heap_no值为0，Supremum的heap_no值为1，之后每插入一条记录，heap_no值就增1。锁结构最后的一堆比特位就对应着一个页面中的记录，一个比特位映射一个heap_no，即一个比特位映射到页内的一条记录。

五、锁监控

5.1 常用的锁监控参数简介

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mysql> show status like 'innodb_row_lock%';

• Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量；
• Innodb_row_lock_time：从系统启动到现在锁定总时间长度（等待总时长）；
• Innodb_row_lock_time_avg：每次等待所花平均时间（等待平均时长）；
• Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间；
• Innodb_row_lock_waits：系统启动后到现在总共等待的次数（等待总次数）；

5.2 其它监控方法

MySQL把 事务 和 锁 的信息记录在了 information_schema 库中，涉及到的三张表分别是 INNODB_TRX、INNODB_LOCKS 和 INNODB_LOCK_WAITS。

MySQL5.7及之前，可以通过 information_schema.INNODB_LOCKS 查看事务的锁情况，但只能看到阻塞事务的锁；如果事务并未被阻塞，则在该表中看不到该事务的锁情况。

MySQL8.0删除了 information_schema.INNODB_LOCKS，添加了 performance_schema.data_locks，可以通过 performance_schema.data_locks 查看事务的锁情况，和 MySQL5.7及之前不同，performance_schema.data_locks 不但可以看到阻塞该事务的锁，还可以看到该事务所持有的锁。

同时，information_schema.INNODB_LOCK_WAITS 也被 performance_schema.data_lock_waits所代替。