当Mysql行锁遇到复合主键与多列索引的示例分析

这篇文章给大家分享的是有关当MySQL行锁遇到复合主键与多列索引的示例分析的内容。小编觉得挺实用的，因此分享给大家做个参考，一起跟随小编过来看看吧。

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背景

在配合其他项目组做系统压测，过程中出现了偶发的死锁问题。分析代码后发现有复合主键的update情况，更新复合主键表时只使用了一个字段更新，同时在事务内又有对该表的insert操作，结果出现了偶发的死锁问题。

比如表t_lock_test中有两个主键都为primary key(a,b) ，但是更新时却通过update t_lock_test .. where a = ? ，然后该事务内又有insert into t_lock_test values(...)

InnoDB中的锁算法是Next-Key Locking，很可能是因为这个点导致的死锁，但是复合主键下会出发Next-Key Locking吗，那多列联合unique索引下又会触发Next-Key Locking吗，书上并没有找到答案，得实际测试一下。

InnoDB中的锁

锁是数据库系统区别于文件系统的一个关键特性。锁机制用于管理对共享资源的并发访[插图]。InnoDB存储引擎会在行级别上对表数据上锁，这固然不错。不过InnoDB存储引擎也会在数据库内部其他多个地方使用锁，从而允许对多种不同资源提供并发访问。例如，操作缓冲池中的LRU列表，删除、添加、移动LRU列表中的元素，为了保证一致性，必须有锁的介入。数据库系统使用锁是为了支持对共享资源进行并发访问，提供数据的完整性和一致性。

由于使用锁时基本都是在InnoDB存储引擎下，所以跳过MyISAM，直接讨论InnoDB。

锁类型

InnoDB存储引擎实现了如下两种标准的行级锁：

• 共享锁(S Lock)，允许事务读一行数据

• 排它锁(x lOCK)，允许事务删除或更新一条数据

如果一个事务T1已经获得了r的共享锁，那么另外的事务T2可以立即获得行r的共享锁，因为读取并没有改变r的数据，成这种情况为锁兼容（Lock Compatible）。但若有其他的事务T3箱获得行r的排它锁，则比如等待T1、T2释放行r上的共享锁——这种情况称为锁不兼容。

排它锁和共享锁的兼容性：

InnoDB中对数据进行Update操作会产生行锁，也可以显示的添加行锁（也就是平时所说的“悲观锁”）

select for update

锁算法

InnoDB有3种行锁的算法，其分别是：

Record Lock：单个行记录上的锁，就是字面意思的行锁

Record Lock会锁住索引记录(注意这里说的是索引，因为InnoDB下主键索引即数据),ruguo InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时对InnoDB存储引擎会使用隐士的主键来进行锁定。

Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身

Next-Key Lock：Gap Lock+Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身

Gap Lock和Next-Key Lock的锁定区间划分原则是一样的。

例如一个索引有10/11/13和20这四个值，那么该索引被划分的的区间为：

(-∞,10]
(10,11]
(11,13]
(13,20]
(20,+∞]

采用Next-Key Lock的锁定技术称为Next-Key Locking。其设计的目的是为了解决Phantom Problem，这将在下一小节中介绍。而利用这种锁定技术，锁定的不是单个值，而是一个范围，是谓词锁（predict lock）的一种改进。

当查询的索引含有唯一(unique)属性时（主键索引，唯一索引）InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock优化，将其降级为Record Lock，即仅锁住索引本身，不是范围。

下面来看一个辅助索引（非唯一索引）下的锁示例：

CREATE TABLE z ( a INT, b INT, PRIMARY KEY(a), KEY(b) );

INSERT INTO z SELECT 1,1;
INSERT INTO z SELECT 3,1;
INSERT INTO z SELECT 5,3;
INSERT INTO z SELECT 7,6;
INSERT INTO z SELECT 10,8;

表z的列b是辅助索引，若果事务A中执行：

SELECT * FROM z WHERE b=3 FOR UPDATE

由于b列是辅助索引，所以此时会使用Next-Key Locking算法，锁定的范围是(1,3]。特别注意，InnoDB还会对辅助索引的下一个值加上Gap Lock，即还有一个辅助索引范围为(3,6]的锁。因此，若在新事务B中运行以下SQL，都会被阻塞：

1. SELECT * FROM z WHERE a = 5 LOCK IN SHARE MODE;//S锁
2. INSERT INTO z SELECT 4,2;
3. INSERT INTO z SELECT 6,5;

第1个SQL不能执行，因为在事务A中执行的SQL已经对聚集索引中列a=5的值加上X锁，因此执行会被阻塞。

第2个SQL，主键插入4，没有问题，但是插入的辅助索引值2在锁定的范围(1,3]中，因此执行同样会被阻塞。

第3个SQL，插入的主键6没有被锁定，5也不在范围(1,3]之间。但插入的b列值5在另下一个Gap Lock范围(3,6]中，故同样需要等待。

而下面的SQL语句，由于不在Next-Key Lock和Gap Lock范围内，不会被阻塞，可以立即执行：

INSERT INTO z SELECT 8,6;
INSERT INTO z SELECT 2,0;
INSERT INTO z SELECT 6,7;

从上面的例子可以发现，Gap Lock的作用是为了组织多个事务将数据插入到统一范围内，这样会导致幻读问题（Phantom Problem）。例子中事务A已经锁定了b=3的记录。若此时没有Gap Lock锁定(3,6]，其他事务就可以插入索引b列为3的记录，这会导致事务A中的用户再次执行同样查询会返回不同的记录，即导致幻读问题的产生。

用户也可以通过以下两种方式来显示的关闭Gap Lock（但不推荐）：

• 将事务的隔离级别设置为READ COMMITED

• 将参数innodb_locks_unsafe_for_binlog设置为1

在InnoDB中，对于Insert的操作，会检查插入记录的下一条记录是否被锁定，若已经被锁定，则不允许插入。对于上面的例子，事务A已经锁定了表z中b=3的记录，即已经锁定了(1,3]的范围，这时若在其他事务中执行如下插入也会导致阻塞：

INSERT INTO z SELECT 2,0

因为在辅助索引列b上插入值为2的记录时，会监测到下一个记录3已经被索引，修改b列值后，就可以执行了

INSERT INTO z SELECT 2,0

幻读(Phantom Problem)

幻读是指在同一事务下，连续执行两次同样的SQL语句可能会导致不同的结果，第二次的SQL可能会返回之前不存在的行。

在默认的事务隔离级别（REPEATABLE READ）下，InnoDB存储引擎采用Next—Key Locking机制来避免幻读问题。

复（联）合主键与锁

上面的锁机制介绍(摘自《Mysql技术内幕 InnoDB存储引擎 第2版》)，只是针对辅助索引和聚集索引，那么复合主键下行锁的表现形式又是怎么样呢？从书上并没有找到答案，实际来测试一下。

首先创建一个复合主键的表

CREATE TABLE `composite_primary_lock_test` (
 `id1` int(255) NOT NULL,
 `id2` int(255) NOT NULL,
 PRIMARY KEY (`id1`,`id2`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;

INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (10, 10);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (1, 8);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (3, 6);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (5, 6);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (3, 3);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (1, 1);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (5, 1);
INSERT INTO `composite_primary_lock_test`(`id1`, `id2`) VALUES (7, 1);

事务A先来查询id2=6的列，并添加行锁

select * from composite_primary_lock_test where id2 = 6 lock in share mode

此时的锁会降级到Record Lock吗？事务B Update一条Next-Key Lock范围内的数据（id1=1,id2=8）证明一下：

UPDATE `composite_primary_lock_test` SE WHERE `id1` = 1 AND `id2` = 8;

结果是UPDATE被阻塞了，那么再来试试加锁时在where中把两个主键都带上：

select * from composite_primary_lock_test where id2 = 6 and id1 = 5 lock in share mode

执行UPDATE

UPDATE `composite_primary_lock_test` SE WHERE `id1` = 1 AND `id2` = 8;

结果是UPDATE没有被阻塞

上面加锁的id2=6的数据，不只1条，那么再试试对唯一的数据id2=8，只根据一个主键加锁呢，会不会降级为行级锁：

select * from composite_primary_lock_test where id2 = 8 lock in share mode;

UPDATE `composite_primary_lock_test` SE WHERE `id1` = 12 AND `id2` = 10;

结果也是被阻塞了，实验证明：

复合主键下，如果加锁时不带上所有主键，InnoDB会使用Next-Key Locking算法，如果带上所有主键，才会当作唯一索引处理，降级为Record Lock，只锁当前记录。

多列索引（联合索引）与锁

上面只验证了复合主键下的锁机制，那么多列索引呢，会不会和复合索引机制相同？多列unique索引呢？

新建一个测试表，并初始化数据

CREATE TABLE `multiple_idx_lock_test` (
 `id` int(255) NOT NULL,
 `idx1` int(255) NOT NULL,
 `idx2` int(255) DEFAULT NULL,
 PRIMARY KEY (`id`,`idx1`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;

ALTER TABLE `multiple_idx_lock_test` 
ADD UNIQUE INDEX `idx_multi`(`idx1`, `idx2`) USING BTREE;

INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (1, 1, 1);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (5, 2, 2);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (7, 3, 3);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (4, 4, 4);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (2, 4, 5);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (3, 5, 5);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (8, 6, 5);
INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (6, 6, 6);

事务A查询增加S锁，查询时仅使用idx1列，并遵循最左原则：

select * from multiple_idx_lock_test where idx1 = 6 lock in share mode;

现在插入一条Next-Key Lock范围内的数据：

INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (9, 6, 7);

结果是被阻塞了，再试一遍通过多列索引中所有字段来加锁：

select * from multiple_idx_lock_test where idx1 = 6 and idx2 = 6 lock in share mode;

插入一条Next-Key Lock范围内的数据：

INSERT INTO `multiple_idx_lock_test`(`id`, `idx1`, `idx2`) VALUES (9, 6, 7);

结果是没有被阻塞

由此可见，当使用多列唯一索引时，加锁需要明确要锁定的行（即加锁时使用索引的所有列），InnoDB才会认为该条记录为唯一值，锁才会降级为Record Lock。否则会使用Next-Key Lock算法，锁住范围内的数据。

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