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本篇文章给大家主要讲的是关于MySQL在执行过程实现加锁与一条sql语句有什么关联的内容，感兴趣的话就一起来看看这篇文章吧，相信看完MySQL在执行过程实现加锁与一条sql语句有什么关联对大家多少有点参考价值吧。
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看如下一条sql语句：
# table T (id int, name varchar(20)) delete from T where id = 10；
MySQL在执行的过程中，是如何加锁呢？
在看下面这条语句：
select * from T where id = 10；
那这条语句呢？其实这其中包含太多知识点了。要回答这两个问题，首先需要了解一些知识。
相关知识介绍
多版本并发控制
在MySQL默认存储引擎InnoDB中，实现的是基于多版本的并发控制协议——MVCC（Multi-Version Concurrency Control）（注：与MVVC相对的，是基于锁的并发控制，Lock-Based Concurrency Control）。其中MVCC最大的好处是：读不加锁，读写不冲突。在读多写少的OLTP应用中，读写不冲突是非常重要的，极大的提高了系统的并发性能，在现阶段，几乎所有的RDBMS，都支持MVCC。其实，MVCC就一句话总结：同一份数据临时保存多个版本的一种方式，进而实现并发控制。
当前读和快照读
在MVCC并发控制中，读操作可以分为两类：快照读与当前读。
快照读（简单的select操作）：读取的是记录中的可见版本（可能是历史版本），不用加锁。这你就知道第二个问题的答案了吧。
当前读（特殊的select操作、insert、delete和update）：读取的是记录中最新版本，并且当前读返回的记录都会加上锁，这样保证了了其他事务不会再并发修改这条记录。
聚集索引
也叫做聚簇索引。在InnoDB中，数据的组织方式就是聚簇索引：完整的记录，储存在主键索引中，通过主键索引，就可以获取记录中所有的列。
最左前缀原则
也就是最左优先，这条原则针对的是组合索引和前缀索引，理解：
1、在MySQL中，进行条件过滤时，是按照向右匹配直到遇到范围查询（>,<,between,like）就停止匹配，比如说a = 1 and b = 2 and c > 3 and d = 4 如果建立(a, b, c, d)顺序的索引，d是用不到索引的，如果建立(a, b, d, c)索引就都会用上，其中a，b，d的顺序可以任意调整。
2、= 和 in 可以乱序，比如 a = 1 and b = 2 and c = 3 建立(a, b, c)索引可以任意顺序，MySQL的查询优化器会优化索引可以识别的形式。
两阶段锁
传统的RDMS加锁的一个原则，就是2PL(Two-Phase Locking，二阶段锁)。也就是说锁操作分为两个阶段：加锁阶段和解锁阶段，并且保证加锁阶段和解锁阶段不想交。也就是说在一个事务中，不管有多少条增删改，都是在加锁阶段加锁，在 commit 后，进入解锁阶段，才会全部解锁。
隔离级别
MySQL/InnoDB中，定义了四种隔离级别：
Read Uncommitted：可以读取未提交记录。此隔离级别不会使用。
Read Committed（RC）：针对当前读，RC隔离级别保证了对读取到的记录加锁（记录锁），存在幻读现象。
Repeatable Read（RR）：针对当前读，RR隔离级别保证对读取到的记录加锁（记录锁），同时保证对读取的范围加锁，新的满足查询条件的记录不能够插入（间隙锁），不存在幻读现象。
Serializable：从MVCC并发控制退化为基于锁的并发控制。不区别快照读和当前读，所有的读操作都是当前读，读加读锁（S锁），写加写锁（X锁）。在该隔离级别下，读写冲突，因此并发性能急剧下降，在MySQL/InnoDB中不建议使用。
Gap锁和Next-Key锁
在InnoDB中完整行锁包含三部分：
记录锁（Record Lock）：记录锁锁定索引中的一条记录。
间隙锁（Gap Lock）：间隙锁要么锁住索引记录中间的值，要么锁住第一个索引记录前面的值或最后一个索引记录后面的值。
Next-Key Lock：Next-Key锁时索引记录上的记录锁和在记录之前的间隙锁的组合。
进行分析
了解完以上的小知识点，我们开始分析第一个问题。当看到这个问题的时候，你可能会毫不犹豫的说，加写锁啊。这答案也错也对，因为已知条件太少。那么有那些需要已知的前提条件呢？
根据上面的前提条件，可以有九种组合，当然还没有列举完全。
组合一：id主键 + RC
这个组合是分析最简单的，到执行该语句时，只需要将主键id = 10的记录加上X锁。如下图所示：
结论：id是主键是，此SQL语句只需要在id = 10这条记录上加上X锁即可。
组合二：id唯一索引 + RC
这个组合，id不是主键，而是一个Unique的二级索引键值。在RC隔离级别下，是怎么加锁的呢？看下图：
由于id是Unique索引，因此delete语句会选择走id列的索引进行where条件过滤，在找到id = 10的记录后，首先会将Unique索引上的id = 10的记录加上X锁，同时，会根据读取到的name列，回到主键索引（聚簇索引），然后将聚簇索引上的name = 'e' 对应的主键索引项加X锁。
结论：若id列是Unique列，其上有Unique索引，那么SQL需要加两个X锁，一个对应于id Unique索引上的id = 10的记录，另一把锁对应于聚簇索引上的(name = 'e', id = 10)的记录。
组合三：id不唯一索引+RC
该组合中，id列不在唯一，而是个普通索引，那么当执行sql语句时，MySQL又是如何加锁呢？看下图：
由上图可以看出，首先，id列索引上，满足id = 10查询的记录，均加上X锁。同时，这些记录对应的主键索引上的记录也加上X锁。与组合er的唯一区别，组合二最多只有一个满足条件的记录，而在组合三中会将所有满足条件的记录全部加上锁。
结论：若id列上有非唯一索引，那么对应的所有满足SQL查询条件的记录，都会加上锁。同时，这些记录在主键索引上也会加上锁。
组合四：id无索引+RC
相对于前面的组合，该组合相对特殊，因为id列上无索引，所以在 where id = 10 这个查询条件下，没法通过索引来过滤，因此只能全表扫描做过滤。对于该组合，MySQL又会进行怎样的加锁呢？看下图：
由于id列上无索引，因此只能走聚簇索引，进行全表扫描。由图可以看出满足条件的记录只有两条，但是，聚簇索引上的记录都会加上X锁。但在实际操作中，MySQL进行了改进，在进行过滤条件时，发现不满足条件后，会调用 unlock_row 方法，把不满足条件的记录放锁（违背了2PL原则）。这样做，保证了最后满足条件的记录加上锁，但是每条记录的加锁操作是不能省略的。
结论：若id列上没有索引，MySQL会走聚簇索引进行全表扫描过滤。由于是在MySQl Server层面进行的。因此每条记录无论是否满足条件，都会加上X锁，但是，为了效率考虑，MySQL在这方面进行了改进，在扫描过程中，若记录不满足过滤条件，会进行解锁操作。同时优化违背了2PL原则。
组合五：id主键+RR
该组合为id是主键，Repeatable Read隔离级别，针对于上述的SQL语句，加锁过程和组合一（id主键+RC）一致。
组合六：id唯一索引+RR
该组合与组合二的加锁过程一致。
组合七：id不唯一索引+RR
在组合一到组合四中，隔离级别是Read Committed下，会出现幻读情况，但是在该组合Repeatable Read级别下，不会出现幻读情况，这是怎么回事呢？而MySQL又是如何给上述语句加锁呢？看下图：
该组合和组合三看起来很相似，但差别很大，在改组合中加入了一个间隙锁（Gap锁）。这个Gap锁就是相对于RC级别下，RR级别下不会出现幻读情况的关键。实质上，Gap锁不是针对于记录本身的，而是记录之间的Gap。所谓幻读，就是同一事务下，连续进行多次当前读，且读取一个范围内的记录(包括直接查询所有记录结果或者做聚合统计), 发现结果不一致(标准档案一般指记录增多, 记录的减少应该也算是幻读)。
那么该如何解决这个问题呢？如何保证多次当前读返回一致的记录，那么就需要在多个当前读之间，其他事务不会插入新的满足条件的记录并提交。为了实现该结果，Gap锁就应运而生。
如图所示，有些位置可以插入新的满足条件的记录，考虑到B+树的有序性，满足条件的记录一定是具有连续性的。因此会在 [4, b], [10, c], [10, d], [20, e] 之间加上Gap锁。
Insert操作时，如insert(10, aa)，首先定位到 [4, b], [10, c]间，然后插入在插入之前，会检查该Gap是否加锁了，如果被锁上了，则Insert不能加入记录。因此通过第一次当前读，会把满足条件的记录加上X锁，还会加上三把Gap锁，将可能插入满足条件记录的3个Gap锁上，保证后续的Insert不能插入新的满足 id = 10 的记录，也就解决了幻读问题。
而在组合五，组合六中，同样是RR级别，但是不用加上Gap锁，在组合五中id是主键，组合六中id是Unique键，都能保证唯一性。一个等值查询，最多只能返回一条满足条件的记录，而且新的相同取值的记录是无法插入的。
结论：在RR隔离级别下，id列上有非唯一索引，对于上述的SQL语句；首先，通过id索引定位到第一条满足条件的记录，给记录加上X锁，并且给Gap加上Gap锁，然后在主键聚簇索引上满足相同条件的记录加上X锁，然后返回；之后读取下一条记录重复进行。直至第一条出现不满足条件的记录，此时，不需要给记录加上X锁，但是需要给Gap加上Gap锁吗，最后返回结果。
组合八：id无索引+RR
该组合中，id列上无索引，只能进行全表扫描，那么该如何加锁，看下图：
如图，可以看出这是一个很恐怖的事情，全表每条记录要加X锁，每个Gap加上Gap锁，如果表上存在大量数据时，又是什么情景呢？这种情况下，这个表，除了不加锁的快照读，其他任何加锁的并发SQL，均不能执行，不能更新，删除，插入，这样，全表锁死。
当然，和组合四一样，MySQL进行了优化，就是semi-consistent read。semi-consistent read开启的情况下，对于不满足条件的记录，MySQL会提前放锁，同时Gap锁也会释放。而semi-consistent read是如何触发：要么在Read Committed隔离级别下；要么在Repeatable Read隔离级别下，设置了 innodb_locks_unsafe_for_binlog 参数。
结论：在Repeatable Read隔离级别下，如果进行全表扫描的当前读，那么会锁上表上的所有记录，并且所有的Gap加上Gap锁，杜绝所有的 delete/update/insert 操作。当然在MySQL中，可以触发 semi-consistent read来缓解锁开销与并发影响，但是semi-consistent read本身也会带来其他的问题，不建议使用。
组合九：Serializable
在最后组合中，对于上诉的删除SQL语句，加锁过程和组合八一致。但是，对于查询语句（比如select * from T1 where id = 10）来说，在RC，RR隔离级别下，都是快照读，不加锁。在Serializable隔离级别下，无论是查询语句也会加锁，也就是说快照读不存在了，MVCC降级为Lock-Based CC。
结论：在MySQL/InnoDB中，所谓的读不加锁，并不适用于所有的情况，而是和隔离级别有关。在Serializable隔离级别下，所有的操作都会加锁。
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