我，小Y。

又来面试了，还是之前那家公司，即将和之前那个老面试官进行第二次 battle，心情还是xue微有点忐忑。

没看过第一次 battle 的同学可以看这里，一个MVCC和面试官大战三十回合

又一抹光亮闪过，面试官推门而入，我抬头望去，没错，还是那味儿。

看到面试官头上那“傲然矗立”的头发，差点又想站起来给他敬了个礼，算了先稳住，低调一点。

面试官瞥了我一眼：来吧，咱们继续面试，上次没办法，女朋友就是粘人，这次问 MySQL InnoDB 的锁喔。

我：.....(行，我知道你有女朋友了)，好的面试官，您请。

面试官：MySQL InnoDB 的锁 和 MyISAM 的锁有什么区别？

我：MyISAM 只支持表锁，一锁就锁整张表，而 InnoDB 不仅支持表锁，还支持粒度更低的行锁，仅对相关的记录上锁即可，所以对于写入操作来说 InnoDB 的性能更高。

面试官：那不论表锁还是行锁，其实有分为两类的，你知道是哪两类吗？

我：你指的是 shared (S) locks 和 exclusive (X) locks 吗？

• S锁，称为共享锁，事务在读取记录的时候获取 S 锁，它允许多个事务同时获取 S 锁，互相之间不会冲突。

• X锁，称为独占锁，事务在修改记录的时候获取 X 锁，且只允许一个事务获取 X 锁，其它事务需要阻塞等待。

所以 S 锁之间不冲突，X 锁则为独占锁，所以 X 之间会冲突， X 和 S 也会冲突。

冲突	S	X
S	不冲突	冲突
X	冲突	冲突

不论是表级别锁还是行级别锁，S 和 X 的特性都是一样的。

面试官：你说事务在读取记录的时候需要获取 S 锁？这不对吧？

我：确实不准确。益与 MVCC 的功劳，普通的 select 是不需要加锁的。

而 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE; 这种读取需要对记录上  S 锁。

SELECT ... FOR UPDATE; 这种需要对记录上 X 锁。

面试官：对了，你刚提到表级锁，那你平时用过 InnoDB 的表锁吗？

我：没用过，InnoDB 的表锁很鸡肋，我知道：

• LOCK TABLES yes READ 是对 yes 这个表上 S 锁。

• LOCK TABLES yes WRITE 是对 yes 这个表上 X 锁。

但是基本上没用。

面试官：噢？怎么个鸡肋了？

我：平日的 update 、select 要用也是用行锁了，不可能用粒度粗的表锁。唯一能想到用上表锁的就是 DDL 语句了，比如 ALTER TABLE 的时候，应该锁定整个表，防止查询和修改。

但是这个 server 已经提供了一个叫 MDL 的东西，即 Metadata Locks，所以已经用 MDL 来阻塞了，表锁也就排不上用场了。

真要用表锁，估计也就是数据恢复的时候，手动锁表还原数据了。

面试官摸了摸头上的反光处：可以，但是如果真要到用表锁的时候，那表锁和行锁之间不是会冲突的吗？如果表里面已经加了行锁怎么办？得一条记录一条记录遍历过去找行锁吗？

我：这确实是一种实现方式，但是性能太差了，假设数据库里有上千万的数据，这加个表锁得找死。

所以有了个叫意向锁（Intention Locks）的东西。

• IS（Intention Shared Lock），共享意向锁

• IX（Intention Exclusive Lock），独占意向锁。

这两个锁是表级别的锁，当需要对表中的某条记录上 S 锁的时候，先在表上加个 IS 锁，表明此时表内有 S 锁。当需要对表中的某条记录上 X 锁的时候，先在表上加个 IX 锁，表明此时表内有 X 锁。

这样操作之后，如果要加表锁，就不需要遍历所有记录去找了，直接看看表上面有没有 IS 和 IX 锁。

比如，此时要上表级别的 S 锁，如果表上没有 IX ，说明表中没有记录有独占锁，其实就可以直接上表级 S 锁。

如果此时要上表级别的 X 锁，如果表上没有 IX 和 IS ，说明表中的所有记录都没加锁，其实就可以直接上表级 X 锁。

因此 IS 和 IX 的作用就是在上表级锁的时候，可以快速判断是否可以上锁，而不需要遍历表中的所有记录。

所以  IS 和 IX 互相之间是不会冲突的，因为它们的作用只是打个标记，来丰富一下上面的表格：

冲突	S	X	IS	IX
S	不冲突	冲突	不冲突	冲突
X	冲突	冲突	冲突	冲突
IS	不冲突	冲突	不冲突	不冲突
IX	冲突	冲突	不冲突	不冲突

面试官：行，那再来说说行锁吧，InnoDB 有几类行锁？

我：有记录锁（Record Locks）、间隙锁（Gap Locks）、Next-Key Locks。

面试官：详细说说看？

我：记录锁顾名思义就是锁住当前的记录，它是作用到索引上的。我们都知道 innodb 是肯定有索引的，即使没有主键也会创建隐藏的聚簇索引，所以记录锁总是锁定索引记录。

比如，此时一个事务 A 执行 SELECT * FROM yes WHERE name = 'xx' FOR UPDATE; 那么 name = xx 这条记录就被锁定了，其他事务无法插入、删除、修改 name = xx 的记录。

此时事务 A 还未提交，另一个事务 B 要执行 insert into yes (name) values ('xx')，此时会被阻塞，这个很好理解。

但是，如果另一个事务 C 执行了 insert into yes (name) values ('aa')，这个语句会被阻塞吗？

看情况。

如果 name 没有索引。前面提到记录锁是加到索引上的，但是 name 没索引啊，那只能去找聚簇索引，但聚簇索引上面只有主键啊，它哪知道各自的 name 是什么，所以咋办？都锁了呗！

因此，如果 name 没有索引，那么事务 C 会被阻塞，如果有索引，则不会被阻塞！

所以这里要注意，没索引的列不要轻易的锁，不要以为有行锁就可以为所欲为，并不是这样滴。

面试官：哟，有点东西，继续继续。

我：然后是间隙锁，这个东西它有点东西。

前面说了，记录锁需要加到记录上，但是如果要给此时还未存在的记录加锁怎么办？也就是要预防幻读的出现！

这时候间隙锁就派上用场了，它是给间隙加上锁。

比如此时有 1、3、5、10 这四条记录，之前的文章分析过，数据页中还有两条虚拟的记录，分别是 Infimum 和 Supremum。

可以看到，记录之前都有间隙，那间隙锁呢，锁的就是这个间隙！

比如我把 3 和 5 之间的间隙锁了，此时要插入 id = 4 的记录，就会被这个间隙锁给阻塞了，这样就避免了幻读的产生！也就实现了锁定未插入的记录的需求！

还有个 Next-Key Locks 就是记录锁+间隙锁，像上面间隙锁的举例，只能锁定(3,5) 这个区间，而 Next-Key Locks 是一个前开后闭的区间(3,5]，这样能防止查询 id=5 的这个幻读。

面试官：那间隙锁之间会不会冲突？

我 ：不会，间隙锁的唯一目的就是防止其他事务插入数据到间隙中 ，所以即使两个间隙锁要锁住相同的间隙也没有关系，因为它们的目的是一致的，所以不冲突。

面试官：那间隙锁可以显式禁用吗？

我 ：可以的。间隙锁是在事务隔离级别为可重复读的时候生效的，如果将事务隔离级别更改为 READ COMMITTED，就会禁用了，此时，间隙锁对于搜索和索引扫描是禁用的，仅用于外键约束检查和重复键检查。

面试官：说到间隙锁，那你知道什么是插入意向锁吗？

我：插入意向锁，即 Insert Intention Locks，它也是一类间隙锁，但是它不是锁定间隙，而是等待某个间隙。比如上面举例的 id = 4 的那个事务 C ，由于被间隙锁给阻塞了，所以事务 C 会生成一个插入意向锁，表明等待这个间隙锁的释放。

并且插入意向锁之间不会阻塞，因为它们的目的也是只等待这个间隙被释放，所以插入意向锁之间没有冲突。

面试官：所以这个插入意向锁其实没什么用的？

我：确实，它的目的不在于锁定资源防止别人访问，我个人觉得更像是为了遵循 MySQL 的锁代码实现而为之。

锁其实就是内存里面的一个结构，每个事务为某个记录或者间隙上锁就是创建一个锁对象来争抢资源。

如果某个事务没有抢到资源，那也会生成一个锁对象，只是状态是等待的，而当拥有资源的事务释放锁之后，就会寻找正在等待当前资源的锁结构，然后选一个让它获得资源并唤醒对应的事务使之得以执行。

所以按照这么个逻辑，那些在等待间隙锁的插入事务，也需要对应的建立一个锁结构，然后锁类型是插入意向锁。

这样一来，间隙锁的事务在释放间隙锁的时候，才能得以找到那些等待插入的事务，然后进行唤醒，而由锁的类型也可以得知是插入意向锁，之间不需要阻塞，所以可以一起执行插入。

面试官：说到插入新记录我问你个问题，如果插入的事务还未提交，现在有另一个事务通过SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 或者SELECT ... FOR UPDATE 打算读取这条记录怎么办？此时生效的是什么锁？

我：(我丢，面试官想给我挖坑？哼，但是这难不倒我霸中霸！)

插入的事务还未提交，此时普通 select 没问题，有 MVCC 在，所以读的是老版本。而 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE或者SELECT ... FOR UPDATE`  是要获取记录 S 锁和 X 锁的，但是此时事务还未提交，因此这两类 select 会阻塞。

具体是怎么阻塞的呢？因为有事务ID！通过 MVCC 可以利用事务ID 来进行判断当前记录是否可见，这其实相当于一把隐式锁！知道当前记录不可见，于是这个查询事务会为之前未提交的插入的事务生成一个锁结构，然后查询事务自己也生成锁结构，接着等待插入事务的释放，这样就完成了阻塞！

面试官：(这小子，我要压不住他了！)行，那你知道什么是 AUTO-INC Locks 锁吗？

我：知道，Auto-Inc Lock 是一个特殊的表级锁，用于自增列插入数据时使用。在插入一条数据的时候，需要在表上加个 Auto-Inc Lock，然后为自增列分配递增的值，在语句插入结束之后，再释放 Auto-Inc Lock。

在 MySQL 5.1.22 版本之后，又弄了个互斥量来进行自增减的累加。互斥量的性能高于 Auto-Inc Lock，因为 Auto-Inc Lock是语句插入完毕之后才释放锁，而互斥量是在语句插入的时候，获得递增值之后，就可以释放锁，所以性能更好。

但是我们还需要考虑主从的情况，由于并发插入的情况，基于 statement -based binlog 复制时，自增的值顺序无法把控，可能会导致主从数据不一致。

所以 MySQL 有个 innodb_autoinc_lock_mode 配置，一共有三个值：

• 0，只用 Auto-Inc Lock。

• 1， 默认值，对于插入前已知插入行数的插入，用互斥量，对于插入前不知道具体插入数的插入，用 Auto-Inc Lock，这样即使基于 statement -based binlog 复制也是安全的。

• 2，只用互斥量。

面试官：那 MyISAM 有 AUTO-INC Locks 锁吗？

我：没啊，MyISAM 插入本来就用了表锁。

面试官：（这小子行啊，我得找回行子）那你还知道 MySQL 有什么锁吗？

我：（这还没问够？？）表锁、IS、IX、MDL、记录锁、间隙锁、Next-key locks、插入意向锁、Auto-Inc Locks，还有啥？

面试官瞥了我一眼：(好小子，总算治了你了)不知道了？

我：（该怂的时候，还是得怂）知识盲区了，请面试官教教我。

面试官：还有个 Predicate Locks，谓词锁。

我：什么玩意？

面试官：InnoDB 是支持空间数据的，所以有空间索引，为了处理涉及空间索引的操作的锁定，next-key locking 不好使，因为多维数据中没有绝对排序的概念，因此不清楚“下一个” key 在哪。

所以为了支持具有空间索引的表的隔离级别，InnoDB使用谓词锁。

空间索引包含最小边界矩形（MBR）值，因此 InnodB 通过在用于查询的 MBR 值上设置谓词锁定，使得 InnoDB 在索引上执行一致性读， 其他事务无法插入或修改与查询条件匹配的行。

我：(.....果然超出了我的知识范围，这个B被他装到了)老面试官您真的是66666。

面试官：行吧，你今天答的马马虎虎还可以，下次再问问你啥 buffer pool、change buffer、doublewrite buffer 啥的。

我：(？？？？还问呢)，这是还继续面吗？这算三面吗？

面试官：你管我，我就想多面面你，充分了解一下，我们公司很严格的，人不是随便招的！赶紧回去等通知！

我：行行行，您老等着，就一堆 buffer 是吧，我回去好好准备准备哈~

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今天就到这儿，下篇我再画个图总结汇总一波今天的锁~

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我是 yes，从一点点到亿点点，我们下篇见。

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