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疫情期間在家工作時，同事使用了 insert into on duplicate key update 語句進行插入去重，但是在測試過程中發生了死鎖現象:

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock;  
 
try restarting transaction 

由于開發任務緊急，只是暫時規避了一下，但是對觸發死鎖的原因和相關原理不甚了解，于是這幾天一直在查閱相關資料，總結出一個系列文章供大家參考，本篇是上篇，主要介紹 MySQL 加鎖原理和鎖的不同模式或類型的基本知識。后續會講解常見語句的加鎖情況和通過 MySQL 死鎖日志分析死鎖原因。

由于本篇文章涉及很多 MySQL 的基礎知識，大家可以自行閱讀我之前的 MySQL系列文章《MySQL探秘》(公眾號菜單處可進入系列文章)中的對應章節。

表鎖和行鎖

我們首先來了解一下表鎖和行鎖：表鎖是指對一整張表加鎖，一般是 DDL 處理時使用;而行鎖則是鎖定某一行或者某幾行，或者行與行之間的間隙。

表鎖由 MySQL Server 實現，行鎖則是存儲引擎實現，不同的引擎實現的不同。在 MySQL 的常用引擎中 InnoDB 支持行鎖，而 MyISAM 則只能使用 MySQL Server 提供的表鎖。

表鎖

表鎖由 MySQL Server 實現，一般在執行 DDL 語句時會對整個表進行加鎖，比如說 ALTER TABLE 等操作。在執行 SQL 語句時，也可以明確指定對某個表進行加鎖。

mysql> lock table user read(write); # 分為讀鎖和寫鎖 
 
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) 
 
 
 
 
mysql> select * from user where id = 100; # 成功 
 
mysql> select * from role where id = 100; # 失敗，未提前獲取該 role的讀表鎖 
 
mysql> update user set name = 'Tom' where id = 100; # 失敗，未提前獲得user的寫表鎖 
 
 
 
 
mysql> unlock tables; # 顯示釋放表鎖 
 
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) 

表鎖使用的是一次性鎖技術，也就是說，在會話開始的地方使用 lock 命令將后續需要用到的表都加上鎖，在表釋放前，只能訪問這些加鎖的表，不能訪問其他表，直到最后通過 unlock tables 釋放所有表鎖。

除了使用 unlock tables 顯示釋放鎖之外，會話持有其他表鎖時執行lock table 語句會釋放會話之前持有的鎖;會話持有其他表鎖時執行 start transaction 或者 begin 開啟事務時，也會釋放之前持有的鎖。

行鎖

不同存儲引擎的行鎖實現不同，后續沒有特別說明，則行鎖特指 InnoDB 實現的行鎖。

在了解 InnoDB 的加鎖原理前，需要對其存儲結構有一定的了解。InnoDB 是聚簇索引，也就是 B+樹的葉節點既存儲了主鍵索引也存儲了數據行。而 InnoDB 的二級索引的葉節點存儲的則是主鍵值，所以通過二級索引查詢數據時，還需要拿對應的主鍵去聚簇索引中再次進行查詢。關于 InnoDB 和 MyISAM 的索引的詳細知識可以閱讀《Mysql探索(一):B+Tree索引》一文。

下面以兩條 SQL 的執行為例，講解一下 InnoDB 對于單行數據的加鎖原理。

update user set age = 10 where id = 49; 
 
update user set age = 10 where name = 'Tom'; 

第一條 SQL 使用主鍵索引來查詢，則只需要在 id = 49 這個主鍵索引上加上寫鎖;第二條 SQL 則使用二級索引來查詢，則首先在 name = Tom 這個索引上加寫鎖，然后由于使用 InnoDB 二級索引還需再次根據主鍵索引查詢，所以還需要在 id = 49 這個主鍵索引上加寫鎖，如上圖所示。

也就是說使用主鍵索引需要加一把鎖，使用二級索引需要在二級索引和主鍵索引上各加一把鎖。

根據索引對單行數據進行更新的加鎖原理了解了，那如果更新操作涉及多個行呢，比如下面 SQL 的執行場景。

update user set age = 10 where id > 49; 

上述 SQL 的執行過程如下圖所示。MySQL Server 會根據 WHERE 條件讀取第一條滿足條件的記錄，然后 InnoDB 引擎會將第一條記錄返回并加鎖，接著 MySQL Server 發起更新改行記錄的 UPDATE 請求，更新這條記錄。一條記錄操作完成，再讀取下一條記錄，直至沒有匹配的記錄為止。

這種場景下的鎖的釋放較為復雜，有多種的優化方式，我對這塊暫時還沒有了解，還請知道的小伙伴在下方留言解釋。

下面主要依次介紹 InnoDB 中鎖的模式和類型，鎖的類型是指鎖的粒度或者鎖具體加在什么地方;而鎖模式描述的是鎖的兼容性，也就是加的是什么鎖，比如寫鎖或者讀鎖。

內容基本來自于 MySQL 的技術文檔 innodb-lock 一章，感興趣的同學可以直接去閱讀原文，原文地址為見文章末尾。

行鎖的模式

鎖的模式有：讀意向鎖，寫意向鎖，讀鎖，寫鎖和自增鎖(auto_inc)，下面我們依次來看。

讀寫鎖

讀鎖，又稱共享鎖(Share locks，簡稱 S 鎖)，加了讀鎖的記錄，所有的事務都可以讀取，但是不能修改，并且可同時有多個事務對記錄加讀鎖。

寫鎖，又稱排他鎖(Exclusive locks，簡稱 X 鎖)，或獨占鎖，對記錄加了排他鎖之后，只有擁有該鎖的事務可以讀取和修改，其他事務都不可以讀取和修改，并且同一時間只能有一個事務加寫鎖。

讀寫意向鎖

由于表鎖和行鎖雖然鎖定范圍不同，但是會相互沖突。所以當你要加表鎖時，勢必要先遍歷該表的所有記錄，判斷是否加有排他鎖。這種遍歷檢查的方式顯然是一種低效的方式，MySQL 引入了意向鎖，來檢測表鎖和行鎖的沖突。

意向鎖也是表級鎖，也可分為讀意向鎖(IS 鎖)和寫意向鎖(IX 鎖)。當事務要在記錄上加上讀鎖或寫鎖時，要首先在表上加上意向鎖。這樣判斷表中是否有記錄加鎖就很簡單了，只要看下表上是否有意向鎖就行了。

意向鎖之間是不會產生沖突的，也不和 AUTO_INC 表鎖沖突，它只會阻塞表級讀鎖或表級寫鎖，另外，意向鎖也不會和行鎖沖突，行鎖只會和行鎖沖突。

自增鎖

AUTOINC 鎖又叫自增鎖(一般簡寫成 AI 鎖)，是一種表鎖，當表中有自增列(AUTOINCREMENT)時出現。當插入表中有自增列時，數據庫需要自動生成自增值，它會先為該表加 AUTOINC 表鎖，阻塞其他事務的插入操作，這樣保證生成的自增值肯定是唯一的。AUTOINC 鎖具有如下特點：

• AUTO_INC 鎖互不兼容，也就是說同一張表同時只允許有一個自增鎖;
• 自增值一旦分配了就會 +1，如果事務回滾，自增值也不會減回去，所以自增值可能會出現中斷的情況。

顯然，AUTOINC 表鎖會導致并發插入的效率降低，為了提高插入的并發性，MySQL 從 5.1.22 版本開始，引入了一種可選的輕量級鎖(mutex)機制來代替 AUTOINC 鎖，可以通過參數 innodbautoinclockmode 來靈活控制分配自增值時的并發策略。具體可以參考 MySQL 的 AUTOINCREMENT Handling in InnoDB 一文，鏈接在文末。

不同模式鎖的兼容矩陣

下面是各個表鎖之間的兼容矩陣。

總結起來有下面幾點：

• 意向鎖之間互不沖突;
• S 鎖只和 S/IS 鎖兼容，和其他鎖都沖突;
• X 鎖和其他所有鎖都沖突;
• AI 鎖只和意向鎖兼容;

行鎖的類型

根據鎖的粒度可以把鎖細分為表鎖和行鎖，行鎖根據場景的不同又可以進一步細分，依次為 Next-Key Lock，Gap Lock 間隙鎖，Record Lock 記錄鎖和插入意向 GAP 鎖。

不同的鎖鎖定的位置是不同的，比如說記錄鎖只鎖住對應的記錄，而間隙鎖鎖住記錄和記錄之間的間隔，Next-Key Lock 則所屬記錄和記錄之前的間隙。不同類型鎖的鎖定范圍大致如下圖所示。

下面我們來依次了解一下不同的類型的鎖。

記錄鎖

記錄鎖是最簡單的行鎖，并沒有什么好說的。上邊描述 InnoDB 加鎖原理中的鎖就是記錄鎖，只鎖住 id = 49 或者 name = 'Tom' 這一條記錄。

當 SQL 語句無法使用索引時，會進行全表掃描，這個時候 MySQL 會給整張表的所有數據行加記錄鎖，再由 MySQL Server 層進行過濾。但是，在 MySQL Server 層進行過濾的時候，如果發現不滿足 WHERE 條件，會釋放對應記錄的鎖。這樣做，保證了最后只會持有滿足條件記錄上的鎖，但是每條記錄的加鎖操作還是不能省略的。

所以更新操作必須要根據索引進行操作，沒有索引時，不僅會消耗大量的鎖資源，增加數據庫的開銷，還會極大的降低了數據庫的并發性能。

間隙鎖

還是最開始更新用戶年齡的例子，如果 id = 49 這條記錄不存在，這個 SQL 語句還會加鎖嗎?答案是可能有，這取決于數據庫的隔離級別。這種情況下，在 RC 隔離級別不會加任何鎖，在 RR 隔離級別會在 id = 49 前后兩個索引之間加上間隙鎖。

間隙鎖是一種加在兩個索引之間的鎖，或者加在第一個索引之前，或最后一個索引之后的間隙。這個間隙可以跨一個索引記錄，多個索引記錄，甚至是空的。使用間隙鎖可以防止其他事務在這個范圍內插入或修改記錄，保證兩次讀取這個范圍內的記錄不會變，從而不會出現幻讀現象。

值得注意的是，間隙鎖和間隙鎖之間是互不沖突的，間隙鎖唯一的作用就是為了防止其他事務的插入，所以加間隙 S 鎖和加間隙 X 鎖沒有任何區別。

Next-Key 鎖

Next-key鎖是記錄鎖和間隙鎖的組合，它指的是加在某條記錄以及這條記錄前面間隙上的鎖。假設一個索引包含 15、18、20 ，30，49，50 這幾個值，可能的 Next-key 鎖如下：

(-∞, 15]，(15, 18]，(18, 20]，(20, 30]，(30, 49]，(49, 50]，(50, +∞) 

通常我們都用這種左開右閉區間來表示 Next-key 鎖，其中，圓括號表示不包含該記錄，方括號表示包含該記錄。前面四個都是 Next-key 鎖，最后一個為間隙鎖。和間隙鎖一樣，在 RC 隔離級別下沒有 Next-key 鎖，只有 RR 隔離級別才有。還是之前的例子，如果 id 不是主鍵，而是二級索引，且不是唯一索引，那么這個 SQL 在 RR 隔離級別下就會加如下的 Next-key 鎖 (30, 49](49, 50)

此時如果插入一條 id = 31 的記錄將會阻塞住。之所以要把 id = 49 前后的間隙都鎖住，仍然是為了解決幻讀問題，因為 id 是非唯一索引，所以 id = 49 可能會有多條記錄，為了防止再插入一條 id = 49 的記錄。

插入意向鎖

插入意向鎖是一種特殊的間隙鎖(簡寫成 II GAP)表示插入的意向，只有在 INSERT 的時候才會有這個鎖。注意，這個鎖雖然也叫意向鎖，但是和上面介紹的表級意向鎖是兩個完全不同的概念，不要搞混了。

插入意向鎖和插入意向鎖之間互不沖突，所以可以在同一個間隙中有多個事務同時插入不同索引的記錄。譬如在上面的例子中，id = 30 和 id = 49 之間如果有兩個事務要同時分別插入 id = 32 和 id = 33 是沒問題的，雖然兩個事務都會在 id = 30 和 id = 50 之間加上插入意向鎖，但是不會沖突。

插入意向鎖只會和間隙鎖或 Next-key 鎖沖突，正如上面所說，間隙鎖唯一的作用就是防止其他事務插入記錄造成幻讀，正是由于在執行 INSERT 語句時需要加插入意向鎖，而插入意向鎖和間隙鎖沖突，從而阻止了插入操作的執行。

不同類型鎖的兼容矩陣

不同類型鎖的兼容下如下圖所示。

其中，第一行表示已有的鎖，第一列表示要加的鎖。插入意向鎖較為特殊，所以我們先對插入意向鎖做個總結，如下：

插入意向鎖不影響其他事務加其他任何鎖。也就是說，一個事務已經獲取了插入意向鎖，對其他事務是沒有任何影響的;

插入意向鎖與間隙鎖和 Next-key 鎖沖突。也就是說，一個事務想要獲取插入意向鎖，如果有其他事務已經加了間隙鎖或 Next-key 鎖，則會阻塞。

其他類型的鎖的規則較為簡單：

間隙鎖不和其他鎖(不包括插入意向鎖)沖突;

記錄鎖和記錄鎖沖突，Next-key 鎖和 Next-key 鎖沖突，記錄鎖和 Next-key 鎖沖突;