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为什么需要插入意向锁？原创

csch
1年前
321536

不久之前，有位读者问了一个关于 insert intention waiting 的问题，回答过程中，我还把意向锁（intention lock）和插入意向锁（insert intention lock）搞混了，实际上这是 2 种不同类型的锁。

为此，我研究了下插入意向锁，于是有了这篇文章。

本文基于 MySQL 8.0.32 源码，存储引擎为 InnoDB，事务隔离级别为可重复读。

目录

  • 1. 什么是插入意向锁？

  • 2. 为什么需要插入意向锁？

  • 3. 插入意向锁和其它锁的关系

    • 3.1 间隙锁会阻塞插入意向锁

    • 3.2 插入意向锁不会阻塞间隙锁

    • 3.3 插入意向锁相互之间不会阻塞

    • 3.4 next-key 锁和插入意向锁会相互阻塞吗？

  • 4. 怎么知道加了插入意向锁？

  • 5. 总结

正文

1. 什么是插入意向锁？

我们先来看看官方定义：插入意向锁是由 INSERT 操作在插入记录之前加的一种间隙锁。

官方文档原文如下：

An insert intention lock
  is a type of gap lock
  set by INSERT operations
  prior to row insertion.

我们再来看看插入意向锁的加锁代码：

// 为了方便阅读，代码格式做了调整。
// storage/innobase/lock/lock0lock.cc
dberr_t lock_rec_insert_check_and_lock(...)
{
  ...
  const ulint type_mode = 
              LOCK_X | 
              LOCK_GAP | 
              LOCK_INSERT_INTENTION;

  const auto conflicting =
      lock_rec_other_has_conflicting(type_mode, block, heap_no, trx);
  ...
  if (conflicting.wait_for != nullptr) {
    RecLock rec_lock(thr, index, block, heap_no, type_mode);

    trx_mutex_enter(trx);

    err = rec_lock.add_to_waitq(conflicting.wait_for);

    trx_mutex_exit(trx);
  }
  ...
}

type_mode 包含了 3 个标志位：

  • LOCK_X，表示这是个排他锁。
  • LOCK_GAP，表示这是个间隙锁。
  • LOCK_INSERT_INTENTION，表示这是插入意向锁。

代码和官方文档可以相互印证：插入意向锁是一种排他（LOCK_X）间隙锁（LOCK_GAP）。

2. 为什么需要插入意向锁？

通过前面的介绍，我们知道了：插入意向锁本质上是间隙锁。

那么，问题来了：既然有了间隙锁，那还弄个插入意向锁干啥？

答案当然是有用了。

有啥用？

说来话长。

那我们就长话长说，先从间隙锁说起。

我们先来看一下间隙锁的特点：

  • 间隙锁的唯一用途是阻止其它事务插入记录到间隙中，以实现可重复读。

  • 共享间隙锁、排他间隙锁的功能完全一样。

  • 间隙锁可以共存，一个事务持有某个间隙的锁，该间隙锁释放之前，其它事务也可以申请并获得该间隙的锁，并且不区分共享锁还是排他锁。

由于多个间隙锁可以共存，插入记录需要加锁时，如果直接使用间隙锁，一个事务锁住了某个间隙，其它事务执行 INSERT 语句还可以插入记录到该间隙中，也就违背了间隙锁用于实现可重复读这一特点了。

为了解决这个问题，InnoDB 引入了插入意向锁。

上一小节，我们从 lock_rec_insert_check_and_lock() 代码看到了插入间隙锁的 type_mode：

const ulint type_mode = 
            LOCK_X | 
            LOCK_GAP | 
            LOCK_INSERT_INTENTION;

实际上，插入意向锁就是在排他间隙锁的基础上打了个 LOCK_INSERT_INTENTION 标志。

我们通过具体的应用场景来看一下 LOCK_INSERT_INTENTION 标志的作用机制：

事务 T 执行 INSERT 语句，插入记录 R 到某个表的记录 R1 之前。

如果其它事务对 R1 前面的间隙加了（共享或排他）间隙锁，事务 T 会申请对该间隙加插入意向锁。

因为插入意向锁有 LOCK_INSERT_INTENTION 标志，识别到这个标志，InnoDB 就会让 INSERT 语句进入等待状态。

直到 R1 前面间隙的锁被释放，INSERT 语句才能获得插入意向锁，插入记录 R 到 R1 前面的间隙中。

通过 LOCK_INSERT_INTENTION 标志的介绍可以看到，插入记录时，只有使用插入意向锁，其它事务持有的间隙锁才能阻止插入操作插入记录到间隙中。

也就是说，间隙锁需要插入意向锁的配合，才能实现可重复读，这就是为什么需要插入意向锁的原因了。

3. 插入意向锁和其它锁的关系

为了介绍这一小节的内容，我们需要先做点准备工作。

创建测试表：

USE `test`;

CREATE TABLE `t1` (
  `id` int unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `i1` int DEFAULT '0',
  PRIMARY KEY (`id`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb3;

插入测试数据：

INSERT INTO `t1`(`id`, `i1`)
VALUES (10, 101), (20, 201), (30, 301);

数据如下：

通过以下命令创建 3 个数据库连接备用：

mysql -h127.0.0.1 -uroot -D test

3 个连接分别命名为 session 1、session 2、session 3。

3.1 间隙锁会阻塞插入意向锁

我们可以按以下步骤，验证间隙锁会阻塞插入意向锁。

第 1 步，在 session 1 中执行以下 SQL，对 id = 20 的记录加间隙锁：

BEGIN;

SELECT * FROM `t1`
WHERE `id` > 10 AND `id` < 20
FOR SHARE;

SELECT 语句会锁住 id = 20 的记录前面的间隙。

第 2 步，在 session 2 中执行以下 SQL，插入一条记录到 id = 20 的记录之前：

BEGIN;

INSERT INTO `t1`(`id`, `i1`)
VALUES (12, 121);

INSERT 语句发现 id = 20 的记录前面的间隙被锁住了，会申请对该间隙加插入意向锁，并进入等待状态。

第 3 步，在 session 3 中执行以下 SQL，查看加锁情况：

SELECT
  `engine_transaction_id` as `trx_id`,
  `object_name` as `table`,
  `index_name` as `index`,
  `lock_type`, `lock_mode`,
  `lock_status`, `lock_data`
FROM `performance_schema`.`data_locks`
WHERE `lock_type` = 'RECORD'
AND object_schema = 'test';

通过加锁情况，我们可以确认间隙锁会阻塞插入意向锁：

  • session 1 的 SELECT 语句持有间隙锁（lock_mode 包含 GAP）。
  • session 2 的 INSERT 语句正在等待插入意向锁（lock_mode 包含 INSERT_INTENTION）。

最后，在 session 1、session 2 中执行 ROLLBACK 语句，回滚事务，为后面的验证工作做准备。

3.2 插入意向锁不会阻塞间隙锁

我们可以按以下步骤，验证插入意向锁不会阻塞间隙锁。

第 1 步，在 session 1 中执行以下 SQL，对 id = 20 的记录加间隙锁：

BEGIN;

SELECT * FROM `t1`
WHERE `id` > 10 AND `id` < 20
FOR SHARE;

SELECT 语句会锁住 id = 20 的记录前面的间隙。

第 1 步加间隙锁，是为了引发第 2 步的 INSERT 语句加插入意向锁。

第 2 步，在 session 2 中执行以下 SQL，插入一条记录到 id = 20 的记录之前：

BEGIN;

INSERT INTO `t1`(`id`, `i1`)
VALUES (12, 121);

INSERT 语句发现 id = 20 的记录前面的间隙被锁住了，会申请对该间隙加插入意向锁，并进入等待状态。

第 3 步，在 session 1 中执行以下 SQL，回滚事务：

ROLLBACK;

SELECT 语句释放间隙锁之后，第 2 步 session 2 中的 INSERT 语句成功获得插入意向锁。

第 4 步，在 session 1 中执行以下 SQL，对 id = 20 的记录加间隙锁：

BEGIN;

SELECT * FROM `t1`
-- `id` > xx 中的 xx 取值为 15
WHERE `id` > 15 AND `id` < 20
FOR SHARE;

注意：因为第 2 步的 INSERT 语句在 id = 10 ~ 20 之间插入了 id = 12 的记录，第 4 步 WHERE 条件 id > xx 中的 xx 必须大于 12，否则会触发 id = 12 的记录上的隐式锁逻辑，导致 SELECT 语句等待 id = 20 的记录上的 next-key 锁。

第 5 步，在 session 3 中执行以下 SQL，查看加锁情况：

SELECT
  `engine_transaction_id` as `trx_id`,
  `object_name` as `table`,
  `index_name` as `index`,
  `lock_type`, `lock_mode`,
  `lock_status`, `lock_data`
FROM `performance_schema`.`data_locks`
WHERE `lock_type` = 'RECORD'
AND object_schema = 'test';

通过加锁情况，我们可以确认插入意向锁不会阻塞间隙锁：

  • session 2 中，第 2 步的 INSERT 语句持有插入意向锁（lock_mode 包含 INSERT_INTENTION）。
  • session 1 中，第 4 步的 SELECT 语句成功获得了间隙锁（lock_mode 包含 GAP）。

最后，在 session 1、session 2 中执行 ROLLBACK 语句，回滚事务，为后面的验证工作做准备。

3.3 插入意向锁相互之间不会阻塞

我们可以按以下步骤，验证插入意向锁相互之间不会阻塞。

第 1 步，在 session 1 中执行以下 SQL，对 id = 20 的记录加间隙锁：

BEGIN;

SELECT * FROM `t1`
WHERE `id` > 10 AND `id` < 20
FOR SHARE;

SELECT 语句会锁住 id = 20 的记录前面的间隙。

执行这一步是为了让第 2、3 步的 INSERT 语句都申请对 id = 20 的记录前面的间隙加插入意向锁，并进入等待状态。

第 2 步，在 session 2 中执行以下 SQL，插入一条记录到 id = 20 的记录之前：

BEGIN;

INSERT INTO `t1`(`id`, `i1`)
VALUES (12, 121);

INSERT 语句发现 id = 20 的记录前面的间隙被锁住了，会申请对该间隙加插入意向锁，并进入等待状态。

第 3 步，在 session 3 中执行以下 SQL，插入一条记录到 id = 20 的记录之前：

BEGIN;

INSERT INTO `t1`(`id`, `i1`)
VALUES (15, 151);

INSERT 语句发现 id = 20 的记录前面的间隙被锁住了，会申请对该间隙加插入意向锁，并进入等待状态。

第 4 步，在 session 1 中执行以下 SQL，查看锁等待情况：

SELECT
  `engine_transaction_id` as `trx_id`,
  `object_name` as `table`,
  `index_name` as `index`,
  `lock_type`, `lock_mode`,
  `lock_status`, `lock_data`
FROM `performance_schema`.`data_locks`
WHERE `lock_type` = 'RECORD'
AND object_schema = 'test';

由于 id = 20 的记录前面的间隙被第 1 步的 SELECT 语句锁住了，第 2、3 步的 INSERT 语句正在等待该间隙的插入意向锁。

第 5 步，在 session 1 中执行回滚语句，释放 id = 20 的记录上的间隙锁：

ROLLBACK;

第 6 步，在 session 1 中执行以下 SQL，查看加锁情况：

SELECT
  `engine_transaction_id` as `trx_id`,
  `object_name` as `table`,
  `index_name` as `index`,
  `lock_type`, `lock_mode`,
  `lock_status`, `lock_data`
FROM `performance_schema`.`data_locks`
WHERE `lock_type` = 'RECORD'
AND object_schema = 'test';

第 2、3 步的 INSERT 语句同时获得了 id = 20 的记录前面间隙的插入意向锁。

通过加锁情况，我们可以确认插入意向锁相互之间不会阻塞。

3.4 next-key 锁和插入意向锁会相互阻塞吗？

对于 next-key 锁和插入意向锁是否会相互阻塞，这里只给出结论：

  • next-key 锁会阻塞插入意向锁。

  • 插入意向锁不会阻塞 next-key 锁。

感兴趣的读者可以按照 3.1、3.2 小节的步骤自行测试，毕竟自己动手获得的知识才会记得更牢。

测试时，需要把 SELECT 语句 WHERE 条件中的 id < 20 替换为 id <= 20，确保 SELECT 语句加的是 next-key 锁而不是普通的间隙锁。

4. 怎么知道加了插入意向锁？

我们通过查询 performance_schema.data_locks，可以知道某个事务是否申请了对某个间隙加插入间隙锁，这种方式我们在上一小节中已经使用过多次。

如果查询结果中某条记录的 lock_mode 字段包含 INSERT_INTENTION，说明对应的事务申请了加插入意向锁。

lock_status = WAITING 说明正在等待插入意向锁。

lock_status = GRANTED 说明已经获得了插入意向锁。

还有一种方式，只能看到正在等待的插入意向锁，无法看到已经获得的插入意向锁。

执行 SHOW ENGINE InnoDB STATUS 语句，部分结果如下：

-- 为了方便阅读，对以下结果的格式做了调整
-- TRX HAS BEEN WAITING 2 SEC FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 0 page no 47
       n bits 72
       index PRIMARY of table `test`.`t1`

       trx id 133955
       lock_mode X
       locks gap before rec
       insert intention waiting

通过以上结果，我们可以得到以下信息：

事务 133955 正在等待（waiting）获取插入意向锁（insert intention）：

  • lock_mode X 对应 type_mode 中的 LOCK_X。
  • locks gap before rec 对应 type_mode 中的 LOCK_GAP。
  • insert intention 对应 type_mode 中的 LOCK_INSERT_INTENTION。

5. 总结

在排他（LOCK_X）间隙锁（LOCK_GAP）的基础上增加 LOCK_INSERT_INTENTION 标志，就得到了插入意向锁，所以，从本质上来说，插入意向锁是个特殊的间隙锁。

间隙锁需要插入意向锁的配合，才能阻塞其它事务插入记录到某个间隙中，从而实现可重复读，这就是需要插入意向锁的原因了。

有想了解的 MySQL 知识点或想交流的问题可以关注我公众号：一树一溪 

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csch
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