21 | 为什么我只改一行的语句，锁这么多？
在上一篇文章中，我和你介绍了间隙锁和next-key lock的概念，但是并没有说明加锁规则。间隙锁的概念理解起来确实有点儿难，尤其在配合上行锁以后，很容易在判断是否会出现锁等待的问题上犯错。
所以今天，我们就先从这个加锁规则开始吧。
首先说明一下，这些加锁规则我没在别的地方看到过有类似的总结，以前我自己判断的时候都是想着代码里面的实现来脑补的。这次为了总结成不看代码的同学也能理解的规则，是我又重新刷了代码临时总结出来的。所以，这个规则有以下两条前提说明：
-
MySQL后面的版本可能会改变加锁策略，所以这个规则只限于截止到现在的最新版本，即5.x系列<=5.7.24，8.0系列 <=8.0.13。
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如果大家在验证中有发现bad case的话，请提出来，我会再补充进这篇文章，使得一起学习本专栏的所有同学都能受益。
因为间隙锁在可重复读隔离级别下才有效，所以本篇文章接下来的描述，若没有特殊说明，默认是可重复读隔离级别。
我总结的加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。
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原则1：加锁的基本单位是next-key lock。希望你还记得，next-key lock是前开后闭区间。
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原则2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
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优化1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock退化为行锁。
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优化2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock退化为间隙锁。
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一个bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。
我还是以上篇文章的表t为例，和你解释一下这些规则。表t的建表语句和初始化语句如下。
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
接下来的例子基本都是配合着图片说明的，所以我建议你可以对照着文稿看，有些例子可能会“毁三观”，也建议你读完文章后亲手实践一下。
案例一：等值查询间隙锁
第一个例子是关于等值条件操作间隙：
由于表t中没有id=7的记录，所以用我们上面提到的加锁规则判断一下的话：
-
根据原则1，加锁单位是next-key lock，session A加锁范围就是(5,10]；
-
同时根据优化2，这是一个等值查询(id=7)，而id=10不满足查询条件，next-key lock退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)。
所以，session B要往这个间隙里面插入id=8的记录会被锁住，但是session C修改id=10这行是可以的。
案例二：非唯一索引等值锁
第二个例子是关于覆盖索引上的锁：
看到这个例子，你是不是有一种“该锁的不锁，不该锁的乱锁”的感觉？我们来分析一下吧。
这里session A要给索引c上c=5的这一行加上读锁。
-
根据原则1，加锁单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。
-
要注意c是普通索引，因此仅访问c=5这一条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到c=10才放弃。根据原则2，访问到的都要加锁，因此要给(5,10]加next-key lock。
-
但是同时这个符合优化2：等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个等值条件，因此退化成间隙锁(5,10)。
-
根据原则2 ，只有访问到的对象才会加锁，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索引，所以主键索引上没有加任何锁，这就是为什么session B的update语句可以执行完成。
但session C要插入一个(7,7,7)的记录，就会被session A的间隙锁(5,10)锁住。
需要注意，在这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是for update就不一样了。 执行 for update时，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。
这个例子说明，锁是加在索引上的；同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不存在的字段。比如，将session A的查询语句改成select d from t where c=5 lock in share mode。你可以自己验证一下效果。
案例三：主键索引范围锁
第三个例子是关于范围查询的。
举例之前，你可以先思考一下这个问题：对于我们这个表t，下面这两条查询语句，加锁范围相同吗？
mysql> select * from t where id=10 for update;
mysql> select * from t where id>=10 and id<11 for update;
你可能会想，id定义为int类型，这两个语句就是等价的吧？其实，它们并不完全等价。
在逻辑上，这两条查语句肯定是等价的，但是它们的加锁规则不太一样。现在，我们就让session A执行第二个查询语句，来看看加锁效果。
现在我们就用前面提到的加锁规则，来分析一下session A 会加什么锁呢？
-
开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(5,10]。 根据优化1， 主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁。
-
范围查找就往后继续找，找到id=15这一行停下来，因此需要加next-key lock(10,15]。
所以，session A这时候锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]。这样，session B和session C的结果你就能理解了。
这里你需要注意一点，首次session A定位查找id=10的行的时候，是当做等值查询来判断的，而向右扫描到id=15的时候，用的是范围查询判断。
案例四：非唯一索引范围锁
接下来，我们再看两个范围查询加锁的例子，你可以对照着案例三来看。
需要注意的是，与案例三不同的是，案例四中查询语句的where部分用的是字段c。
这次session A用字段c来判断，加锁规则跟案例三唯一的不同是：在第一次用c=10定位记录的时候，索引c上加了(5,10]这个next-key lock后，由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，也就是说不会蜕变为行锁，因此最终sesion A加的锁是，索引c上的(5,10] 和(10,15] 这两个next-key lock。
所以从结果上来看，sesson B要插入（8,8,8)的这个insert语句时就被堵住了。
这里需要扫描到c=15才停止扫描，是合理的，因为InnoDB要扫到c=15，才知道不需要继续往后找了。
案例五：唯一索引范围锁bug
前面的四个案例，我们已经用到了加锁规则中的两个原则和两个优化，接下来再看一个关于加锁规则中bug的案例。
session A是一个范围查询，按照原则1的话，应该是索引id上只加(10,15]这个next-key lock，并且因为id是唯一键，所以循环判断到id=15这一行就应该停止了。
但是实现上，InnoDB会往前扫描到第一个不满足条件的行为止，也就是id=20。而且由于这是个范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上。
所以你看到了，session B要更新id=20这一行，是会被锁住的。同样地，session C要插入id=16的一行，也会被锁住。
照理说，这里锁住id=20这一行的行为，其实是没有必要的。因为扫描到id=15，就可以确定不用往后再找了。但实现上还是这么做了，因此我认为这是个bug。
我也曾找社区的专家讨论过，官方bug系统上也有提到，但是并未被verified。所以，认为这是bug这个事儿，也只能算我的一家之言，如果你有其他见解的话，也欢迎你提出来。
案例六：非唯一索引上存在"等值"的例子
接下来的例子，是为了更好地说明“间隙”这个概念。这里，我给表t插入一条新记录。
mysql> insert into t values(30,10,30);
新插入的这一行c=10，也就是说现在表里有两个c=10的行。那么，这时候索引c上的间隙是什么状态了呢？你要知道，由于非唯一索引上包含主键的值，所以是不可能存在“相同”的两行的。
可以看到，虽然有两个c=10，但是它们的主键值id是不同的（分别是10和30），因此这两个c=10的记录之间，也是有间隙的。
图中我画出了索引c上的主键id。为了跟间隙锁的开区间形式进行区别，我用(c=10,id=30)这样的形式，来表示索引上的一行。
现在，我们来看一下案例六。
这次我们用delete语句来验证。注意，delete语句加锁的逻辑，其实跟select ... for update 是类似的，也就是我在文章开始总结的两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。
这时，session A在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录。同样地，根据原则1，这里加的是(c=5,id=5)到(c=10,id=10)这个next-key lock。
然后，session A向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。根据优化2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成(c=10,id=10) 到 (c=15,id=15)的间隙锁。
也就是说，这个delete语句在索引c上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分。
这个蓝色区域左右两边都是虚线，表示开区间，即(c=5,id=5)和(c=15,id=15)这两行上都没有锁。
案例七：limit 语句加锁
例子6也有一个对照案例，场景如下所示：
这个例子里，session A的delete语句加了 limit 2。你知道表t里c=10的记录其实只有两条，因此加不加limit 2，删除的效果都是一样的，但是加锁的效果却不同。可以看到，session B的insert语句执行通过了，跟案例六的结果不同。
这是因为，案例七里的delete语句明确加了limit 2的限制，因此在遍历到(c=10, id=30)这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。
因此，索引c上的加锁范围就变成了从（c=5,id=5)到（c=10,id=30)这个前开后闭区间，如下图所示：
可以看到，(c=10,id=30）之后的这个间隙并没有在加锁范围里，因此insert语句插入c=12是可以执行成功的。
这个例子对我们实践的指导意义就是，在删除数据的时候尽量加limit。这样不仅可以控制删除数据的条数，让操作更安全，还可以减小加锁的范围。
案例八：一个死锁的例子
前面的例子中，我们在分析的时候，是按照next-key lock的逻辑来分析的，因为这样分析比较方便。最后我们再看一个案例，目的是说明：next-key lock实际上是间隙锁和行锁加起来的结果。
你一定会疑惑，这个概念不是一开始就说了吗？不要着急，我们先来看下面这个例子：
现在，我们按时间顺序来分析一下为什么是这样的结果。
-
session A 启动事务后执行查询语句加lock in share mode，在索引c上加了next-key lock(5,10] 和间隙锁(10,15)；
-
session B 的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10] ，进入锁等待；
-
然后session A要再插入(8,8,8)这一行，被session B的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB让session B回滚。
你可能会问，session B的next-key lock不是还没申请成功吗？
其实是这样的，session B的“加next-key lock(5,10] ”操作，实际上分成了两步，先是加(5,10)的间隙锁，加锁成功；然后加c=10的行锁，这时候才被锁住的。
也就是说，我们在分析加锁规则的时候可以用next-key lock来分析。但是要知道，具体执行的时候，是要分成间隙锁和行锁两段来执行的。
小结
这里我再次说明一下，我们上面的所有案例都是在可重复读隔离级别(repeatable-read)下验证的。同时，可重复读隔离级别遵守两阶段锁协议，所有加锁的资源，都是在事务提交或者回滚的时候才释放的。
在最后的案例中，你可以清楚地知道next-key lock实际上是由间隙锁加行锁实现的。如果切换到读提交隔离级别(read-committed)的话，就好理解了，过程中去掉间隙锁的部分，也就是只剩下行锁的部分。
其实读提交隔离级别在外键场景下还是有间隙锁，相对比较复杂，我们今天先不展开。
另外，在读提交隔离级别下还有一个优化，即：语句执行过程中加上的行锁，在语句执行完成后，就要把“不满足条件的行”上的行锁直接释放了，不需要等到事务提交。
也就是说，读提交隔离级别下，锁的范围更小，锁的时间更短，这也是不少业务都默认使用读提交隔离级别的原因。
不过，我希望你学过今天的课程以后，可以对next-key lock的概念有更清晰的认识，并且会用加锁规则去判断语句的加锁范围。
在业务需要使用可重复读隔离级别的时候，能够更细致地设计操作数据库的语句，解决幻读问题的同时，最大限度地提升系统并行处理事务的能力。
经过这篇文章的介绍，你再看一下上一篇文章最后的思考题，再来尝试分析一次。
我把题目重新描述和简化一下：还是我们在文章开头初始化的表t，里面有6条记录，图12的语句序列中，为什么session B的insert操作，会被锁住呢？
另外，如果你有兴趣多做一些实验的话，可以设计好语句序列，在执行之前先自己分析一下，然后实际地验证结果是否跟你的分析一致。
对于那些你自己无法解释的结果，可以发到评论区里，后面我争取挑一些有趣的案例在文章中分析。
你可以把你关于思考题的分析写在留言区，也可以分享你自己设计的锁验证方案，我会在下一篇文章的末尾选取有趣的评论跟大家分享。感谢你的收听，也欢迎你把这篇文章分享给更多的朋友一起阅读。
上期问题时间
上期的问题，我在本期继续作为了课后思考题，所以会在下篇文章再一起公布“答案”。
这里，我展开回答一下评论区几位同学的问题。
- @令狐少侠 说，以前一直认为间隙锁只在二级索引上有。现在你知道了，有间隙的地方就可能有间隙锁。
- @浪里白条 同学问，如果是varchar类型，加锁规则是什么样的。
回答：实际上在判断间隙的时候，varchar和int是一样的，排好序以后，相邻两个值之间就有间隙。 - 有几位同学提到说，上一篇文章自己验证的结果跟案例一不同，就是在session A执行完这两个语句：
begin;
select * from t where d=5 for update; /*Q1*/
以后，session B 的update 和session C的insert 都会被堵住。这是不是跟文章的结论矛盾？
其实不是的，这个例子用的是反证假设，就是假设不堵住，会出现问题；然后，推导出session A需要锁整个表所有的行和所有间隙。
评论区留言点赞板：
@ 某、人 、@郭江伟 两位同学尝试分析了上期问题，并给了有启发性的解答。
精选留言
1. 索引c上的锁算不算是行锁。假如索引c上的next-key lock为(0,5] (5,10]，那么5算不算是c上的行锁？
2. 在案例六中，执行 “delete from t where c=10;” 语句，索引c上的next-key lock是(5,10],(10,10],(10,15)。那么主键索引上的锁是什么呢？是只有行锁，锁住的是 (10,10,10) 和 (30,10,30) 两行吗？
3. 也是在案例六中，session A不变，在session B中执行 “update t_20 set d=50 where c=5;”、“update t_20 set d=50 where c=15;”、“insert into t_20 values(40,15,40);”均执行成功，但执行“insert into t_20 values(50,5,50);” 时，却被阻塞。为什么呢？具体执行语句如下
session A
mysql> begin;
mysql> explain delete from t_20 where c=10;
id select_type table partitions type possible_keys key key_len ref rows filtered Extra
1 DELETE t_20 range c c 5 const 2 100 Using where
mysql> delete from t_20 where c=10;
session B
mysql> update t_20 set d=50 where c=5;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> update t_20 set d=50 where c=15;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> insert into t_20 values(40,15,40);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> explain insert into t_20 values(50,5,50);
+----+-------------+-------+------------+------+---------------+------+---------+------+------+----------+-------+
| id | select_type | table | partitions | type | possible_keys | key | key_len | ref | rows | filtered | Extra |
+----+-------------+-------+------------+------+---------------+------+---------+------+------+----------+-------+
| 1 | INSERT | t_20 | NULL | ALL | c | NULL | NULL | NULL | NULL | NULL | NULL |
+----+-------------+-------+------------+------+---------------+------+---------+------+------+----------+-------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> insert into t_20 values(50,5,50);
（block）
我使用的mysql版本是：5.7.23-0ubuntu0.16.04.1
show variables的结果太多，我截取了一部分，或许对您分析有帮助：
innodb_version 5.7.23
protocol_version 10
slave_type_conversions
tls_version TLSv1,TLSv1.1
version 5.7.23-0ubuntu0.16.04.1
version_comment (Ubuntu)
version_compile_machine x86_64
version_compile_os Linux
上期问过老师的问题已了解答案，锁是加在索引上的。再尝试回答问题。c上是普通索引，根据原则2，访问到的都要加锁，在查询c>=15这个条件时，在查找到15后加锁（10，15］，继续往右查找，按理说不会锁住6这个索引值，但查询语句中加了order by c desc，我猜想会优化为使用c<=20这条语句，查找到20后往左查找，这样会访问到15左边的值10，从而加锁（5，10］，不知我理解对否？
根据优化3：索引上的等值查询，在向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候next-key lock退化为间隙锁；
问题中的sql语句加了desc ，是向左扫描，该优化用不上，所以下限10是闭区间，为了防止c为10的行加入，需要锁定到索引c键（5,5）
此例中insert into t values(6,5,6) 会堵塞，insert into t values(4,5,6) 不会堵塞，
CREATE TABLE z (
id INT PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT,
b INT,
KEY b(b)
)
ENGINE = InnoDB
DEFAULT CHARSET = utf8;
INSERT INTO z (id, b)
VALUES (1, 2),
(3, 4),
(5, 6),
(7, 8),
(9, 10);
session A
BEGIN;
SELECT *
FROM z
WHERE b = 6 FOR UPDATE;
session B
INSERT INTO z VALUES (0, 4);
这里为什么会被锁住
答案比较长，写在我自己的笔记里了，地址是 https://helloworlde.github.io/blog/blog/MySQL/MySQL-%E4%B8%AD%E5%85%B3%E4%BA%8Egap-lock-next-key-lock-%E7%9A%84%E4%B8%80%E4%B8%AA%E9%97%AE%E9%A2%98.html
大家可以看看
我练习实例的时候发现一个问题：如 案例五：唯一索引范围锁 bug
begin;
select * from t where id>10 and id<=15 for update;
1、执行如上语句加锁范围(10,15]和(15,20]；
2、因为10未加锁，所以我单独再开一个连接，执行delete from t where id=10;不会锁等待，能正常删除；
3、但是我再执行insert into t values(10,10,10); 语句会等待，无法正常执行；
4、经过分析我发现第一个连接执行的语句的加锁范围已经变成(5,15]和(15,20]，代表锁蔓延了；这是什么原因呢？
(5,10]已经是被锁住，分不分两步来加锁，这个间隙和行锁都被锁住了，session b应该是拿不到锁才对。
ID为[0,9)都不可以添加，包括-1都可以。为啥会锁这么多。而c锁的是[5,10),大于等于5，小于10
mysql> select * from t where c>=15 and c<=20 order by c desc lock in share mode;
+----+------+------+
| id | c | d |
+----+------+------+
| 20 | 20 | 20 |
| 15 | 15 | 15 |
+----+------+------+
2 rows in set (0.00 sec)
session b
mysql> insert into t values(6,6,6);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
可以插入成功，没有被锁住
这次的问题如下，希望丁老师有空解答一下。
版本：mysql 5.6.39
CREATE TABLE `t` (
`a` int(11) NOT NULL,
`b` int(11) DEFAULT NULL
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
insert into t values(1,1),(2,2),(3,3),(4,4),(5,5);
采用READ-COMMITTED隔离级别
案例1、
session A：
begin;
update t set a=6 where b=1;
session B：
begin;
update t set a=7 where b=2;
A和B均能执行成功
问题1：官档上说对于RC且全表扫描的update，先逐行添加行锁然后释放掉不符合where条件的，那么session A成功对(1,1)加锁，理论上session B在扫描(1,1)并尝试加锁时会被阻塞，为何还能执行成功？官档链接：https://dev.mysql.com/doc/refman/8.0/en/innodb-transaction-isolation-levels.html
案例2：
session A：
begin;
update t set a=6 where b=1;
session B：
begin;
delete from t where b=2; -- 被阻塞
问题2：为何案例1 中的session B不会被阻塞，而案例2的却被session A的行数阻塞，update和delete都是全部扫描，难道加锁机制不一样？
，为什么不锁(10,15} 呢，不是应该继续向后扫描直到第一个不满足条件的值为止吗
环境同上. QQ466096028
案二：案三也不对。
案例五：b事物也可以执行成功， 16，16，16我也可以写入 ，id（10,15）不可以。
案例六：我没有添加C10,ID30的数。还是用0，5，10，15，20，25这几条数据， 案例六中的代码执行结果是ID（10，15），c(5,15) ..
头好疼，感觉理不清，规则太乱了。
案例二：非唯一索引等值锁，这个文章中，事物A加读取之后， 按您的文章走，最后结果加的是（5，10）间隙锁， 但我这里为什么插入，c从[0,9)都不能插入。
mysql版本是8.0.12,隔离级别是RR，表用的是您的例子，数据也是。
order by desc优化器会向左遍历
1、先判断条件c<=20，普通索引等值c=20，所以next-key-lock:（25，20]
2、20到15，所以next-key-lock:（20，15]
3、判断c>=15，普通索引c=15，继续向左遍历到c=5不符合条件，并且优化2等值第一个不符合条件的数据降为间隙锁(5,15)
所以锁的范围是(5,15)+[15,20)+[20,25)