引言

大家在面試中有沒遇到面試官問你下面六句Sql的區別呢

select * from table where id = ?
select * from table where id < ?
select * from table where id = ? lock in share mode
select * from table where id < ? lock in share mode
select * from table where id = ? for update
select * from table where id < ? for update
 

如果你能清楚的說出，這六句sql在不同的事務隔離級別下，是否加鎖，加的是共享鎖還是排他鎖，是否存在間隙鎖，那這篇文章就沒有看的意義了。
之所以寫這篇文章是因為目前為止網上這方面的文章太片面，都只說了一半，且大多沒指明隔離級別，以及where後跟的是否為索引條件列。在此，我就不一一列舉那些有誤的文章了，大家可以自行百度一下，大多都是講不清楚。
OK，要回答這個問題，先問自己三個問題

• 當前事務隔離級別是什麼

• id列是否存在索引

• 如果存在索引是聚簇索引還是非聚簇索引呢？

OK，開始回答

正文

本文假定讀者，看過我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。

• innodb一定存在聚簇索引，預設以主鍵作為聚簇索引

• 有幾個索引，就有幾棵B+樹(不考慮hash索引的情形)

• 聚簇索引的葉子節點為磁碟上的真實資料。非聚簇索引的葉子節點還是索引，指向聚簇索引B+樹。

下面囉嗦點基礎知識

鎖型別

共享鎖(S鎖):假設事務T1對資料A加上共享鎖，那麼事務T2可以讀資料A，不能修改資料A。
排他鎖(X鎖):假設事務T1對資料A加上共享鎖，那麼事務T2不能讀資料A，不能修改資料A。
我們通過update、delete等語句加上的鎖都是行級別的鎖。只有LOCK TABLE … READ和LOCK TABLE … WRITE

意向鎖存在的目的?

OK，這裡說一下意向鎖存在的目的。假設事務T1，用X鎖來鎖住了表上的幾條記錄，那麼此時表上存在IX鎖，即意向排他鎖。那麼此時事務T2要進行LOCK TABLE … WRITE的表級別鎖的請求，可以直接根據意向鎖是否存在而判斷是否有鎖衝突。

加鎖演算法

我的說法是來自官方文件:
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html
加上自己矯揉造作的見解得出。
ok，記得如下三種，本文就夠用了
Record Locks：簡單翻譯為行鎖吧。注意了，該鎖是對索引記錄進行加鎖！鎖是在加索引上而不是行上的。注意了，innodb一定存在聚簇索引，因此行鎖最終都會落到聚簇索引上！
Gap Locks：簡單翻譯為間隙鎖，是對索引的間隙加鎖，其目的只有一個，防止其他事物插入資料。在Read Committed隔離級別下，不會使用間隙鎖。這裡我對官網補充一下，隔離級別比Read Committed低的情況下，也不會使用間隙鎖，如隔離級別為Read Uncommited時，也不存在間隙鎖。當隔離級別為Repeatable Read和Serializable時，就會存在間隙鎖。
Next-Key Locks：這個理解為Record Lock+索引前面的Gap Lock。記住了，鎖住的是索引前面的間隙！比如一個索引包含值，10，11，13和20。那麼，間隙鎖的範圍如下

(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

快照讀和當前讀

最後一點基礎知識了，大家堅持看完，這些是後面分析的基礎！
在mysql中select分為快照讀和當前讀，執行下面的語句

select * from table where id = ?;

執行的是快照讀，讀的是資料庫記錄的快照版本，是不加鎖的。（這種說法在隔離級別為Serializable中不成立，後面我會補充。）
那麼，執行

select * from table where id = ? lock in share mode;

會對讀取記錄加S鎖 (共享鎖)，執行

select * from table where id = ? for update

會對讀取記錄加X鎖 (排他鎖)，那麼

加的是表鎖還是行鎖呢？

針對這點，我們先回憶一下事務的四個隔離級別，他們由弱到強如下所示:

• Read Uncommited(RU)：讀未提交，一個事務可以讀到另一個事務未提交的資料！

• Read Committed (RC)：讀已提交，一個事務可以讀到另一個事務已提交的資料!

• Repeatable Read (RR):可重複讀，加入間隙鎖，一定程度上避免了幻讀的產生！注意了，只是一定程度上，並沒有完全避免!我會在下一篇文章說明!另外就是記住從該級別才開始加入間隙鎖(這句話記下來，後面有用到)!

• Serializable：序列化，該級別下讀寫序列化，且所有的select語句後都自動加上lock in share mode，即使用了共享鎖。因此在該隔離級別下，使用的是當前讀，而不是快照讀。

那麼關於是表鎖還是行鎖，大家可以看到網上最流傳的一個說法是這樣的，

InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項加鎖來實現的，這一點MySQL與Oracle不同，後者是通過在資料塊中對相應資料行加鎖來實現的。 InnoDB這種行鎖實現特點意味著：只有通過索引條件檢索資料，InnoDB才使用行級鎖，否則，InnoDB將使用表鎖！

這句話大家可以搜一下，都是你抄我的，我抄你的。那麼，這句話本身有兩處錯誤！
錯誤一:並不是用表鎖來實現鎖表的操作，而是利用了Next-Key Locks，也可以理解為是用了行鎖+間隙鎖來實現鎖表的操作!
為了便於說明，我來個例子，假設有表資料如下，pId為主鍵索引

執行語句(name列無索引)

select * from table where name = `aaa` for update

那麼此時在pId=1,2,7這三條記錄上存在行鎖(把行鎖住了)。另外，在(-∞,1)(1,2)(2,7)(7,+∞)上存在間隙鎖(把間隙鎖住了)。因此，給人一種整個表鎖住的錯覺！

ps:對該結論有疑問的，可自行執行show engine innodb status;語句進行分析。

錯誤二:所有文章都不提隔離級別！
注意我上面說的，之所以能夠鎖表，是通過行鎖+間隙鎖來實現的。那麼，RU和RC都不存在間隙鎖，這種說法在RU和RC中還能成立麼？
因此，該說法只在RR和Serializable中是成立的。如果隔離級別為RU和RC，無論條件列上是否有索引，都不會鎖表，只鎖行！

分析

下面來對開始的問題作出解答，假設有表如下(pId為聚簇索引)

RC/RU+條件列非索引

(1)select * from table where num = 200
不加任何鎖，是快照讀。
(2)select * from table where num > 200
同(1)
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
當num = 200，有兩條記錄。這兩條記錄對應的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行級S鎖，採用當前讀。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
當num > 200，有一條記錄。這條記錄對應的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加上行級S鎖，採用當前讀。
(5)select * from table where num = 200 for update
當num = 200，有兩條記錄。這兩條記錄對應的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行級X鎖，採用當前讀。
(6)select * from table where num > 200 for update
當num > 200，有一條記錄。這條記錄對應的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加上行級X鎖，採用當前讀。

RC/RU+條件列是聚簇索引

恩，大家應該知道pId是主鍵列，因此pId用的就是聚簇索引。此情況最終結果其實和RC/RU+條件列非索引情況是類似的，但是過程不一樣！
(1)select * from table where pId = 2
不加任何鎖，是快照讀。
(2)select * from table where pId > 2
同(1)
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
在pId=2的聚簇索引上，加S鎖，為當前讀。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
在pId=3，7的聚簇索引上，加S鎖，為當前讀。
(5)select * from table where pId = 2 for update
在pId=2的聚簇索引上，加X鎖，為當前讀。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3，7的聚簇索引上，加X鎖，為當前讀。

這裡，大家可能有疑問

為什麼條件列加不加索引，加鎖情況是一樣的？

ok,其實是不一樣的。在RC/RU隔離級別中，MySQL Server做了優化。在條件列沒有索引的情況下，儘管通過聚簇索引來掃描全表，進行全表加鎖。但是，MySQL Server層會進行過濾並把不符合條件的鎖當即釋放掉，因此你看起來最終結果是一樣的。但是RC/RU+條件列非索引比本例多了一個釋放不符合條件的鎖的過程！

RC/RU+條件列是非聚簇索引

我們在num列上建上非唯一索引。此時有一棵聚簇索引(主鍵索引，pId)形成的B+索引樹，其葉子節點為硬碟上的真實資料。以及另一棵非聚簇索引(非唯一索引，num)形成的B+索引樹，其葉子節點依然為索引節點，儲存了num列的欄位值，和對應的聚簇索引。
這點可以看看我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。
接下來分析開始
(1)select * from table where num = 200
不加任何鎖，是快照讀。
(2)select * from table where num > 200
同(1)
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
當num = 200，由於num列上有索引，因此先在 num = 200的兩條索引記錄上加行級S鎖。接著，去聚簇索引樹上查詢，這兩條記錄對應的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行級S鎖，採用當前讀。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
當num > 200，由於num列上有索引，因此先在符合條件的 num = 300的一條索引記錄上加行級S鎖。接著，去聚簇索引樹上查詢，這條記錄對應的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加行級S鎖，採用當前讀。
(5)select * from table where num = 200 for update
當num = 200，由於num列上有索引，因此先在 num = 200的兩條索引記錄上加行級X鎖。接著，去聚簇索引樹上查詢，這兩條記錄對應的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行級X鎖，採用當前讀。
(6)select * from table where num > 200 for update
當num > 200，由於num列上有索引，因此先在符合條件的 num = 300的一條索引記錄上加行級X鎖。接著，去聚簇索引樹上查詢，這條記錄對應的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加行級X鎖，採用當前讀。

RR/Serializable+條件列非索引

RR級別需要多考慮的就是gap lock。本例的加鎖特徵在於，無論你怎麼查都是鎖全表。如下所示
接下來分析開始
(1)select * from table where num = 200
在RR級別下，不加任何鎖，是快照讀。
在Serializable級別下，在pId = 1,2,3,7（全表所有記錄）的聚簇索引上加S鎖。並且在
聚簇索引的所有間隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(2)select * from table where num > 200
同(1)
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
在pId = 1,2,3,7（全表所有記錄）的聚簇索引上加S鎖。並且在
聚簇索引的所有間隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
同(3)
(5)select * from table where num = 200 for update
在pId = 1,2,3,7（全表所有記錄）的聚簇索引上加X鎖。並且在
聚簇索引的所有間隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(6)select * from table where num > 200 for update
同(5)

RR/Serializable+條件列是聚簇索引

恩，大家應該知道pId是主鍵列，因此pId用的就是聚簇索引。本例的加鎖特徵在於，如果where後的條件為精確查詢(=的情況)，那麼只存在record lock。如果where後的條件為範圍查詢(>或<的情況)，那麼存在的是record lock+gap lock。
(1)select * from table where pId = 2
在RR級別下，不加任何鎖，是快照讀。
在Serializable級別下，是當前讀，在pId=2的聚簇索引上加S鎖，不存在gap lock。
(2)select * from table where pId > 2
在RR級別下，不加任何鎖，是快照讀。
在Serializable級別下，是當前讀，在pId=3,7的聚簇索引上加S鎖。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
是當前讀，在pId=2的聚簇索引上加S鎖，不存在gap lock。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
是當前讀，在pId=3,7的聚簇索引上加S鎖。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(5)select * from table where pId = 2 for update
是當前讀，在pId=2的聚簇索引上加X鎖。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3,7的聚簇索引上加X鎖。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where pId = 6 [lock in share mode|for update]
注意了，pId=6是不存在的列，這種情況會在(3,7)上加gap lock。
(8)select * from table where pId > 18 [lock in share mode|for update]
注意了，pId>18，查詢結果是空的。在這種情況下，是在(7,+∞)上加gap lock。

RR/Serializable+條件列是非聚簇索引

這裡非聚簇索引，需要區分是否為唯一索引。因為如果是非唯一索引，間隙鎖的加鎖方式是有區別的。
先說一下，唯一索引的情況。如果是唯一索引，情況和RR/Serializable+條件列是聚簇索引類似，唯一有區別的是:這個時候有兩棵索引樹，加鎖是加在對應的非聚簇索引樹和聚簇索引樹上！大家可以自行推敲!
下面說一下，非聚簇索引是非唯一索引的情況，他和唯一索引的區別就是通過索引進行精確查詢以後，不僅存在record lock，還存在gap lock。而通過唯一索引進行精確查詢後，只存在record lock，不存在gap lock。老規矩在num列建立非唯一索引
(1)select * from table where num = 200
在RR級別下，不加任何鎖，是快照讀。
在Serializable級別下，是當前讀，在pId=2，7的聚簇索引上加S鎖，在num=200的非聚集索引上加S鎖，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(2)select * from table where num > 200
在RR級別下，不加任何鎖，是快照讀。
在Serializable級別下，是當前讀，在pId=3的聚簇索引上加S鎖，在num=300的非聚集索引上加S鎖。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
是當前讀，在pId=2，7的聚簇索引上加S鎖，在num=200的非聚集索引上加S鎖，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
是當前讀，在pId=3的聚簇索引上加S鎖，在num=300的非聚集索引上加S鎖。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock。
(5)select * from table where num = 200 for update
是當前讀，在pId=2，7的聚簇索引上加S鎖，在num=200的非聚集索引上加X鎖，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(6)select * from table where num > 200 for update
是當前讀，在pId=3的聚簇索引上加S鎖，在num=300的非聚集索引上加X鎖。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where num = 250 [lock in share mode|for update]
注意了，num=250是不存在的列，這種情況會在(200,300)上加gap lock。
(8)select * from table where num > 400 [lock in share mode|for update]
注意了，pId>400，查詢結果是空的。在這種情況下，是在(400,+∞)上加gap lock。