Mysql25之锁

解决并发事务带来问题的两种基本方式

上一章唠叨了事务并发执行时可能带来的各种问题，并发事务访问相同记录的情况大致可以划分为3种：

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一毛钱影响，并不会引起什么问题，所以允许这种情况的发生。

写-写情况：即并发事务相继对相同的记录做出改动。

我们前边说过，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，如图所示：

image.png

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。比方说事务T1要对这条记录做改动，就需要生成一个锁结构与之关联：

image.png

其实在锁结构里有很多信息，不过为了简化理解，我们现在只把两个比较重要的属性拿了出来：

trx信息：代表这个锁结构是哪个事务生成的。
is_waiting：代表当前事务是否在等待。

如图所示，当事务T1改动了这条记录后，就生成了一个锁结构与该记录关联，因为之前没有别的事务为这条记录加锁，所以is_waiting属性就是false，我们把这个场景就称之为获取锁成功，或者加锁成功，然后就可以继续执行操作了。

在事务T1提交之前，另一个事务T2也想对该记录做改动，那么先去看看有没有锁结构与这条记录关联，发现有一个锁结构与之关联后，然后也生成了一个锁结构与这条记录关联，不过锁结构的is_waiting属性值为true，表示当前事务需要等待，我们把这个场景就称之为获取锁失败，或者加锁失败，或者没有成功的获取到锁，画个图表示就是这样：

image.png

在事务T1提交之后，就会把该事务生成的锁结构释放掉，然后看看还有没有别的事务在等待获取锁，发现了事务T2还在等待获取锁，所以把事务T2对应的锁结构的is_waiting属性设置为false，然后把该事务对应的线程唤醒，让它继续执行，此时事务T2就算获取到锁了。效果图就是这样：

image.png

我们总结一下后续内容中可能用到的几种说法，以免大家混淆：

不加锁
意思就是不需要在内存中生成对应的锁结构，可以直接执行操作。

获取锁成功，或者加锁成功
意思就是在内存中生成了对应的锁结构，而且锁结构的is_waiting属性为false，也就是事务可以继续执行操作。

获取锁失败，或者加锁失败，或者没有获取到锁
意思就是在内存中生成了对应的锁结构，不过锁结构的is_waiting属性为true，也就是事务需要等待，不可以继续执行操作。

读-写或写-读情况：也就是一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。

我们前边说过，这种情况下可能发生脏读、不可重复读、幻读的问题。

小贴士：幻读问题的产生是因为某个事务读了一个范围的记录，之后别的事务在该范围内插入了新记录，该事务再次读取该范围的记录时，可以读到新插入的记录，所以幻读问题准确的说并不是因为读取和写入一条相同记录而产生的，这一点要注意一下。

SQL标准规定不同隔离级别下可能发生的问题不一样：

在READ UNCOMMITTED隔离级别下，脏读、不可重复读、幻读都可能发生。

在READ COMMITTED隔离级别下，不可重复读、幻读可能发生，脏读不可以发生。

在REPEATABLE READ隔离级别下，幻读可能发生，脏读和不可重复读不可以发生。

在SERIALIZABLE隔离级别下，上述问题都不可以发生。

不过各个数据库厂商对SQL标准的支持都可能不一样，与SQL标准不同的一点就是，MySQL在REPEATABLE READ隔离级别实际上就已经解决了幻读问题。

怎么解决脏读、不可重复读、幻读这些问题呢？其实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），写操作进行加。

所谓的MVCC我们在前一章有过详细的描述，就是通过生成一个ReadView，然后通过ReadView找到符合条件的记录版本（历史版本是由undo日志构建的），其实就像是在生成ReadView的那个时刻做了一次时间静止（就像用相机拍了一个快照），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。

小贴士：我们说过普通的SELECT语句在READ COMMITTED和REPEATABLE READ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；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操作都复用这个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。

如果我们的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，比方在银行存款的事务中，你需要先把账户的余额读出来，然后将其加上本次存款的数额，最后再写到数据库中。在将账户余额读取出来后，就不想让别的事务再访问该余额，直到本次存款事务执行完成，其他事务才可以访问账户的余额。这样在读取记录的时候也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。

小贴士：我们说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，如果另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。我们说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，我们把新插入的那些记录称之为幻影记录。采用加锁的方式解决幻读问题就有那么一丢丢麻烦了，因为当前事务在第一次读取记录时那些幻影记录并不存在，所以读取的时候加锁就有点尴尬 —— 因为你并不知道给谁加锁，没关系，这难不倒设计InnoDB的大叔的，我们稍后揭晓答案，稍安勿躁。

很明显，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。一般情况下我们当然愿意采用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，那也是没有办法的事。

一致性读（Consistent Reads）

事务利用MVCC进行的读取操作称之为一致性读，或者一致性无锁读，有的地方也称之为快照读。所有普通的SELECT语句（plain SELECT）在READ COMMITTED、REPEATABLE READ隔离级别下都算是一致性读，比方说：

SELECT * FROM t;
SELECT * FROM t1 INNER JOIN t2 ON t1.col1 = t2.col2
一致性读并不会对表中的任何记录做加锁操作，其他事务可以自由的对表中的记录做改动。

锁定读（Locking Reads）

共享锁和独占锁
我们前边说过，并发事务的读-读情况并不会引起什么问题，不过对于写-写、读-写或写-读这些情况可能会引起一些问题，需要使用MVCC或者加锁的方式来解决它们。在使用加锁的方式解决问题时，由于既要允许读-读情况不受影响，又要使写-写、读-写或写-读情况中的操作相互阻塞，所以设计MySQL的大叔给锁分了个类：

共享锁，英文名：Shared Locks，简称S锁。在事务要读取一条记录时，需要先获取该记录的S锁。
独占锁，也常称排他锁，英文名：Exclusive Locks，简称X锁。在事务要改动一条记录时，需要先获取该记录的X锁。

假如事务T1首先获取了一条记录的S锁之后，事务T2接着也要访问这条记录：

如果事务T2想要再获取一个记录的S锁，那么事务T2也会获得该锁，也就意味着事务T1和T2在该记录上同时持有S锁。
如果事务T2想要再获取一个记录的X锁，那么此操作会被阻塞，直到事务T1提交之后将S锁释放掉。

如果事务T1首先获取了一条记录的X锁之后，那么不管事务T2接着想获取该记录的S锁还是X锁都会被阻塞，直到事务T1提交。

所以我们说S锁和S锁是兼容的，S锁和X锁是不兼容的，X锁和X锁也是不兼容的，画个表表示一下就是这样：


兼容性 X   S
X   不兼容 不兼容
S   不兼容 兼容

锁定读的语句
我们前边说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一下该记录的S锁，其实这是不严谨的，有时候想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，为此设计MySQL的大叔提出了两种比较特殊的SELECT语句格式：

对读取的记录加S锁：
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;

也就是在普通的SELECT语句后边加LOCK IN SHARE MODE，如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加S锁，这样允许别的事务继续获取这些记录的S锁（比方说别的事务也使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录），但是不能获取这些记录的X锁（比方说使用SELECT ... FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录）。如果别的事务想要获取这些记录的X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的S锁释放掉。

对读取的记录加X锁：

SELECT ... FOR UPDATE;

也就是在普通的SELECT语句后边加FOR UPDATE，如果当前事务执行了该语句，那么它会为读取到的记录加X锁，这样既不允许别的事务获取这些记录的S锁（比方说别的事务使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录），也不允许获取这些记录的X锁（比方也说使用SELECT ... FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录）。如果别的事务想要获取这些记录的S锁或者X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的X锁释放掉。

写操作

平常所用到的写操作无非是DELETE、UPDATE、INSERT这三种：

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，然后获取一下这条记录的X锁，然后再执行delete mark操作。我们也可以把这个定位待删除记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。

UPDATE
在对一条记录做UPDATE操作时分为三种情况：
1. 如果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，最后在原记录的位置进行修改操作。其实我们也可以把这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读。
2. 如果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。这个定位待修改记录在B+树中位置的过程看成是一个获取X锁的锁定读，新插入的记录由INSERT操作提供的隐式锁进行保护。
3. 如果修改了该记录的键值，则相当于在原记录上做DELETE操作之后再来一次INSERT操作，加锁操作就需要按照DELETE和INSERT的规则进行了。
INSERT

一般情况下，新插入一条记录的操作并不加锁，设计InnoDB的大叔通过一种称之为隐式锁的东东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，更多细节我们后边看哈～

多粒度锁

我们前边提到的锁都是针对记录的，也可以被称之为行级锁或者行锁，对一条记录加锁影响的也只是这条记录而已，我们就说这个锁的粒度比较细；其实一个事务也可以在表级别进行加锁，自然就被称之为表级锁或者表锁，对一个表加锁影响整个表中的记录，我们就说这个锁的粒度比较粗。给表加的锁也可以分为共享锁（S锁）和独占锁（X锁）：

给表加S锁：

如果一个事务给表加了S锁，那么：

别的事务可以继续获得该表的S锁
别的事务可以继续获得该表中的某些记录的S锁
别的事务不可以继续获得该表的X锁
别的事务不可以继续获得该表中的某些记录的X锁
给表加X锁：

如果一个事务给表加了X锁（意味着该事务要独占这个表），那么：

别的事务不可以继续获得该表的S锁
别的事务不可以继续获得该表中的某些记录的S锁
别的事务不可以继续获得该表的X锁
别的事务不可以继续获得该表中的某些记录的X锁

MySQL中的行锁和表锁

上边说的都算是些理论知识，其实MySQL支持多种存储引擎，不同存储引擎对锁的支持也是不一样的。当然，我们重点还是讨论InnoDB存储引擎中的锁，其他的存储引擎只是稍微提一下～

其他存储引擎中的锁
对于MyISAM、MEMORY、MERGE这些存储引擎来说，它们只支持表级锁，而且这些引擎并不支持事务，所以使用这些存储引擎的锁一般都是针对当前会话来说的。比方说在Session 1中对一个表执行SELECT操作，就相当于为这个表加了一个表级别的S锁，如果在SELECT操作未完成时，Session 2中对这个表执行UPDATE操作，相当于要获取表的X锁，此操作会被阻塞，直到Session 1中的SELECT操作完成，释放掉表级别的S锁后，Session 2中对这个表执行UPDATE操作才能继续获取X锁，然后执行具体的更新语句。

InnoDB存储引擎中的锁

InnoDB存储引擎既支持表锁，也支持行锁。表锁实现简单，占用资源较少，不过粒度很粗，有时候你仅仅需要锁住几条记录，但使用表锁的话相当于为表中的所有记录都加锁，所以性能比较差。行锁粒度更细，可以实现更精准的并发控制。下边我们详细看一下。

InnoDB中的表级锁

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锁的。

另外，在对某个表执行一些诸如ALTER TABLE、DROP TABLE这类的DDL语句时，其他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，在其他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）东东来实现的，一般情况下也不会使用InnoDB存储引擎自己提供的表级别的S锁和X锁。

其实这个InnoDB存储引擎提供的表级S锁或者X锁是相当鸡肋，只会在一些特殊情况下，比方说崩溃恢复过程中用到。不过我们还是可以手动获取一下的，比方说在系统变量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。

不过请尽量避免在使用InnoDB存储引擎的表上使用LOCK TABLES这样的手动锁表语句，它们并不会提供什么额外的保护，只是会降低并发能力而已。InnoDB的厉害之处还是实现了更细粒度的行锁，关于表级别的S锁和X锁大家了解一下就罢了。

表级别的IS锁、IX锁

当我们在对使用InnoDB存储引擎的表的某些记录加S锁之前，那就需要先在表级别加一个IS锁，当我们在对使用InnoDB存储引擎的表的某些记录加X锁之前，那就需要先在表级别加一个IX锁。IS锁和IX锁的使命只是为了后续在加表级别的S锁和X锁时判断表中是否有已经被加锁的记录，以避免用遍历的方式来查看表中有没有上锁的记录。更多关于IS锁和IX锁的解释我们上边都唠叨过了，就不赘述了。

表级别的AUTO-INC锁

在使用MySQL过程中，我们可以为表的某个列添加AUTO_INCREMENT属性，之后在插入记录时，可以不指定该列的值，系统会自动为它赋上递增的值，比方说我们有一个表：

CREATE TABLE t (
id INT NOT NULL AUTO_INCREMENT,
c VARCHAR(100),
PRIMARY KEY (id)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;
由于这个表的id字段声明了AUTO_INCREMENT，也就意味着在书写插入语句时不需要为其赋值，比方说这样：

INSERT INTO t(c) VALUES('aa'), ('bb');
上边的插入语句并没有为id列显式赋值，所以系统会自动为它赋上递增的值，效果就是这样：

mysql> SELECT * FROM t;
+----+------+
| id | c    |
+----+------+
|  1 | aa   |
|  2 | bb   |
+----+------+
2 rows in set (0.00 sec)

系统实现这种自动给AUTO_INCREMENT修饰的列递增赋值的原理主要是两个：

采用AUTO-INC锁，也就是在执行插入语句时就在表级别加一个AUTO-INC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-INC锁释放掉。这样一个事务在持有AUTO-INC锁的过程中，其他事务的插入语句都要被阻塞，可以保证一个语句中分配的递增值是连续的。

小贴士：需要注意一下的是，这个AUTO-INC锁的作用范围只是单个插入语句，插入语句执行完成后，这个锁就被释放了，跟我们之前介绍的锁在事务结束时释放是不一样的。

采用一个轻量级的锁，在为插入语句生成AUTO_INCREMENT修饰的列的值时获取一下这个轻量级锁，然后生成本次插入语句需要用到的AUTO_INCREMENT列的值之后，就把该轻量级锁释放掉，并不需要等到整个插入语句执行完才释放锁。

如果我们的插入语句在执行前就可以确定具体要插入多少条记录，比方说我们上边举的关于表t的例子中，在语句执行前就可以确定要插入2条记录，那么一般采用轻量级锁的方式对AUTO_INCREMENT修饰的列进行赋值。这种方式可以避免锁定表，可以提升插入性能。

小贴士：设计InnoDB的大叔提供了一个称之为innodb_autoinc_lock_mode的系统变量来控制到底使用上述两种方式中的哪种来为AUTO_INCREMENT修饰的列进行赋值，当innodb_autoinc_lock_mode值为0时，一律采用AUTO-INC锁；当innodb_autoinc_lock_mode值为2时，一律采用轻量级锁；当innodb_autoinc_lock_mode值为1时，两种方式混着来（也就是在插入记录数量确定时采用轻量级锁，不确定时使用AUTO-INC锁）。不过当innodb_autoinc_lock_mode值为2时，可能会造成不同事务中的插入语句为AUTO_INCREMENT修饰的列生成的值是交叉的，在有主从复制的场景中是不安全的。

InnoDB中的行级锁

很遗憾的通知大家一个不好的消息，上边讲的都是铺垫，本章真正的重点才刚刚开始[手动偷笑]。

行锁，也称为记录锁，顾名思义就是在记录上加的锁。不过设计InnoDB的大叔很有才，一个行锁玩出了各种花样，也就是把行锁分成了各种类型。换句话说即使对同一条记录加行锁，如果类型不同，起到的功效也是不同的。为了故事的顺利发展，我们还是先将之前唠叨MVCC时用到的表抄一遍：

CREATE TABLE hero (
    number INT,
    name VARCHAR(100),
    country varchar(100),
    PRIMARY KEY (number)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;

我们主要是想用这个表存储三国时的英雄，然后向这个表里插入几条记录：

INSERT INTO hero VALUES
    (1, 'l刘备', '蜀'),
    (3, 'z诸葛亮', '蜀'),
    (8, 'c曹操', '魏'),
    (15, 'x荀彧', '魏'),
    (20, 's孙权', '吴');

现在表里的数据就是这样的：

mysql> SELECT * FROM hero;
+--------+------------+---------+
| number | name       | country |
+--------+------------+---------+
|      1 | l刘备      | 蜀      |
|      3 | z诸葛亮    | 蜀      |
|      8 | c曹操      | 魏      |
|     15 | x荀彧      | 魏      |
|     20 | s孙权      | 吴      |
+--------+------------+---------+
5 rows in set (0.01 sec)

小贴士：不是说好的存储三国时的英雄么，你在搞什么，为啥要在'刘备'、'曹操'、'孙权'前边加上'l'、'c'、's'这几个字母呀？这个主要是因为我们采用utf8字符集，该字符集并没有对应的按照汉语拼音进行排序的比较规则，也就是说'刘备'、'曹操'、'孙权'这几个字符串的排序并不是按照它们汉语拼音进行排序的，我怕大家懵逼，所以在汉字前边加上了汉字对应的拼音的第一个字母，这样在排序时就是按照汉语拼音进行排序，大家也不懵逼了。另外，我们故意把各条记录number列的值搞得很分散，后边会用到，稍安勿躁哈～

我们把hero表中的聚簇索引的示意图画一下：

image.png

当然，我们把B+树的索引结构做了一个超级简化，只把索引中的记录给拿了出来，我们这里只是想强调聚簇索引中的记录是按照主键大小排序的，并且省略掉了聚簇索引中的隐藏列，大家心里明白就好（不理解索引结构的同学可以去前边的文章中查看）。

现在准备工作做完了，下边我们来看看都有哪些常用的行锁类型。

Record Locks：

我们前边提到的记录锁就是这种类型，也就是仅仅把一条记录锁上，我决定给这种类型的锁起一个比较不正经的名字：正经记录锁（请允许我皮一下，我实在不知道该叫个啥名好）。官方的类型名称为：LOCK_REC_NOT_GAP。比方说我们把number值为8的那条记录加一个正经记录锁的示意图如下：

image.png

正经记录锁是有S锁和X锁之分的，让我们分别称之为S型正经记录锁和X型正经记录锁吧（听起来有点怪怪的），当一个事务获取了一条记录的S型正经记录锁后，其他事务也可以继续获取该记录的S型正经记录锁，但不可以继续获取X型正经记录锁；当一个事务获取了一条记录的X型正经记录锁后，其他事务既不可以继续获取该记录的S型正经记录锁，也不可以继续获取X型正经记录锁；

Gap Locks：
我们说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，我们无法给这些幻影记录加上正经记录锁。不过这难不倒设计InnoDB的大叔，他们提出了一种称之为Gap Locks的锁，官方的类型名称为：LOCK_GAP，我们也可以简称为gap锁。比方说我们把number值为8的那条记录加一个gap锁的示意图如下：

image.png

如图中为number值为8的记录加了gap锁，意味着不允许别的事务在number值为8的记录前边的间隙插入新记录，其实就是number列的值(3, 8)这个区间的新记录是不允许立即插入的。比方说有另外一个事务再想插入一条number值为4的新记录，它定位到该条新记录的下一条记录的number值为8，而这条记录上又有一个gap锁，所以就会阻塞插入操作，直到拥有这个gap锁的事务提交了之后，number列的值在区间(3, 8)中的新记录才可以被插入。

这个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都是相同的。而且如果你对一条记录加了gap锁（不论是共享gap锁还是独占gap锁），并不会限制其他事务对这条记录加正经记录锁或者继续加gap锁，再强调一遍，gap锁的作用仅仅是为了防止插入幻影记录的而已。

不知道大家发现了一个问题没，给一条记录加了gap锁只是不允许其他事务往这条记录前边的间隙插入新记录，那对于最后一条记录之后的间隙，也就是hero表中number值为20的记录之后的间隙该咋办呢？也就是说给哪条记录加gap锁才能阻止其他事务插入number值在(20, +∞)这个区间的新记录呢？这时候应该想起我们在前边唠叨数据页时介绍的两条伪记录了：

Infimum记录，表示该页面中最小的记录。
Supremum记录，表示该页面中最大的记录。

为了实现阻止其他事务插入number值在(20, +∞)这个区间的新记录，我们可以给索引中的最后一条记录，也就是number值为20的那条记录所在页面的Supremum记录加上一个gap锁，画个图就是这样：

image.png

这样就可以阻止其他事务插入number值在(20, +∞)这个区间的新记录。为了大家理解方便，之后的索引示意图中都会把这个Supremum记录画出来。

Next-Key Locks：

有时候我们既想锁住某条记录，又想阻止其他事务在该记录前边的间隙插入新记录，所以设计InnoDB的大叔们就提出了一种称之为Next-Key Locks的锁，官方的类型名称为：LOCK_ORDINARY，我们也可以简称为next-key锁。比方说我们把number值为8的那条记录加一个next-key锁的示意图如下：

next-key锁的本质就是一个正经记录锁和一个gap锁的合体，它既能保护该条记录，又能阻止别的事务将新记录插入被保护记录前边的间隙。

Insert Intention Locks：

我们说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所谓的gap锁（next-key锁也包含gap锁，后边就不强调了），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。但是设计InnoDB的大叔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。设计InnoDB的大叔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，我们也可以称为插入意向锁。

比方说我们把number值为8的那条记录加一个插入意向锁的示意图如下：

image.png

为了让大家彻底理解这个插入意向锁的功能，我们还是举个例子然后画个图表示一下。比方说现在T1为number值为8的记录加了一个gap锁，然后T2和T3分别想向hero表中插入number值分别为4、5的两条记录，所以现在为number值为8的记录加的锁的示意图就如下所示：

image.png

小贴士：我们在锁结构中又新添了一个type属性，表明该锁的类型。稍后会全面介绍InnoDB存储引擎中的一个锁结构到底长什么样。

从图中可以看到，由于T1持有gap锁，所以T2和T3需要生成一个插入意向锁的锁结构并且处于等待状态。当T1提交后会把它获取到的锁都释放掉，这样T2和T3就能获取到对应的插入意向锁了（本质上就是把插入意向锁对应锁结构的is_waiting属性改为false），T2和T3之间也并不会相互阻塞，它们可以同时获取到number值为8的插入意向锁，然后执行插入操作。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（插入意向锁就是这么鸡肋）。

隐式锁

我们前边说一个事务在执行INSERT操作时，如果即将插入的间隙已经被其他事务加了gap锁，那么本次INSERT操作会阻塞，并且当前事务会在该间隙上加一个插入意向锁，否则一般情况下INSERT操作是不加锁的。那如果一个事务首先插入了一条记录（此时并没有与该记录关联的锁结构），然后另一个事务：

立即使用SELECT ... LOCK IN SHARE MODE语句读取这条事务，也就是在要获取这条记录的S锁，或者使用SELECT ... FOR UPDATE语句读取这条事务或者直接修改这条记录，也就是要获取这条记录的X锁，该咋办？

如果允许这种情况的发生，那么可能产生脏读问题。

立即修改这条记录，也就是要获取这条记录的X锁，该咋办？
如果允许这种情况的发生，那么可能产生脏写问题。

这时候我们前边唠叨了很多遍的事务id又要起作用了。我们把聚簇索引和二级索引中的记录分开看一下：

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，如果其他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。

通过上边的叙述我们知道，一个事务对新插入的记录可以不显式的加锁（生成一个锁结构），但是由于事务id这个牛逼的东东的存在，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。

InnoDB锁的内存结构

我们前边说对一条记录加锁的本质就是在内存中创建一个锁结构与之关联，那么是不是一个事务对多条记录加锁，就要创建多个锁结构呢？比方说事务T1要执行下边这个语句：

# 事务T1
SELECT * FROM hero LOCK IN SHARE MODE;

很显然这条语句需要为hero表中的所有记录进行加锁，那是不是需要为每条记录都生成一个锁结构呢？其实理论上创建多个锁结构没问题，反而更容易理解，但是谁知道你在一个事务里想对多少记录加锁呢，如果一个事务要获取10000条记录的锁，要生成10000个这样的结构也太亏了吧！所以设计InnoDB的大叔本着勤俭节约的传统美德，决定在对不同记录加锁时，如果符合下边这些条件：

在同一个事务中进行加锁操作

被加锁的记录在同一个页面中

加锁的类型是一样的

等待状态是一样的

那么这些记录的锁就可以被放到一个锁结构中。当然，这么空口白牙的说有点儿抽象，我们还是画个图来看看InnoDB存储引擎中的锁结构具体长啥样吧：

image.png

我们看看这个结构里边的各种信息都是干嘛的：

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，这里就记载着这个事务的信息。

小贴士：实际上这个所谓的锁所在的事务信息在内存结构中只是一个指针而已，所以不会占用多大内存空间，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是什么。下边介绍的所谓的索引信息其实也是一个指针。

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。

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：

记载着这是对哪个表加的锁，还有其他的一些信息。

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。

小贴士：并不是该页面中有多少记录，n_bits属性的值就是多少。为了让之后在页面中插入了新记录后也不至于重新分配锁结构，所以n_bits的值一般都比页面中记录条数多一些。

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：

image.png

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。

可能上边的描述大家觉得还是有些抽象，我们还是举个例子说明一下。比方说现在有两个事务T1和T2想对hero表中的记录进行加锁，hero表中记录比较少，假设这些记录都存储在所在的表空间号为67，页号为3的页面上，那么如果：

T1想对number值为15的这条记录加S型正常记录锁，在对记录加行锁之前，需要先加表级别的IS锁，也就是会生成一个表级锁的内存结构，不过我们这里不关心表级锁，所以就忽略掉了哈～接下来分析一下生成行锁结构的过程：

事务T1要进行加锁，所以锁结构的锁所在事务信息指的就是T1。
直接对聚簇索引进行加锁，所以索引信息指的其实就是PRIMARY索引。
由于是行锁，所以接下来需要记录的是三个重要信息：

Space ID：表空间号为67。

Page Number：页号为3。

n_bits：我们的hero表中现在只插入了5条用户记录，但是在初始分配比特位时会多分配一些，这主要是为了在之后新增记录时不用频繁分配比特位。其实计算n_bits有一个公式：

n_bits = (1 + ((n_recs + LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN) / 8)) * 8
其中n_recs指的是当前页面中一共有多少条记录（算上伪记录和在垃圾链表中的记录），比方说现在hero表一共有7条记录（5条用户记录和2条伪记录），所以n_recs的值就是7，LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN是一个固定的值64，所以本次加锁的n_bits值就是：

n_bits = (1 + ((7 + 64) / 8)) * 8 = 72
综上所述，事务T1为number值为5的记录加锁生成的锁结构就如下图所示：

image.png