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大家好，我是小林。

周末的时候，一个读者问了我一个很有意思的问题，是关于 MySQL 中 update 加锁的问题。

他用下面这张数据库表，做了个 MySQL 实验的时候。

发现事务 B 的 update 不会阻塞，而事务 C 的 update 会阻塞，都是对 id = 10 这条记录进行 update， 为什么一个会阻塞，一个不会阻塞？

首先，我们先来分析下，事务 A 这条 SQL 加了什么锁。

// 事务 A 
select * from t_person where id < 10 for update;

我直接说结论，事务 A  加了这三个行级锁：

• 在 id 为 1 的主键索引上，加了 X 型的 next-key 锁，范围是 (-∞,1]。意味着，其他事务无法对 id = 1 的记录进行删除和更新操作，同时无法插入 id 小于 1 的新记录。
• 在 id 为 5 的主键索引上，加了 X 型的 next-key 锁，范围是 (1, 5]。意味着，其他事务无法对 id = 5 的记录进行删除和更新操作，同时无法插入 id 为 2、3、4 的新记录。
• 在 id 为 10 的主键索引上，加了 X 型的间隙锁，范围是 (5, 10)。意味着，其他事务无法插入 id 为 6、7、8、9 的新纪录。

PS：如果你不清楚什么是 MySQL 这些行级锁（记录锁、间隙锁、next-key 锁），以及不清楚行级锁的加锁规则，强烈建议先看我之前写的这篇：MySQL 是怎么加行级锁的？，看完后，你回头看我这篇文章，就会有感觉的了。

事务 B 的 update 语句为什么不会阻塞？

事务 B 的 update 语句是对 id = 10 的行记录的 name 字段进行更新。

// 事务 B
update t_person set name = "小林" where id = 10;

事务 B 会在 id = 10 的主键索引上加 X 型记录锁，仅锁住这一行。因为当我们用索引进行等值查询的时候，查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，该记录的索引中的 next-key 锁会退化成「记录锁」。

事务 A 并没有对 id = 10 的主键索引上加 X 型记录锁，而是对 id = 10 的主键索引上加 X 型间隙锁。间隙锁和记录锁之间是没有互斥关系的，所以事务 B 的 update 语句不会阻塞。

事务 C 的 update 语句为什么会阻塞？

事务 C 的 update 语句是将 id = 10 的行记录的 id 更新为 2。

// 事务 C
update t_person set id = 2 where id = 10;

这条 update 很特殊，特殊之处在于更新了主键索引。你以为它只是一个更新操作，实际上它在背后执行了两个操作：

• 操作 1：delete from t_person where id = 10;
• 操作 2：insert into t_person (2, 陈某,  30, 广州市海珠区);

也就是先删除 id = 10 的记录，然后再插入 id = 2 的新纪录。

为什么当 update 语句更新了索引值，会被拆分成删除和插入操作？

要回答这个问题，我们先要清楚 B+ 树的特点。

Innodb（MySQL 存储引擎）在实现索引的时候，采用的数据结构是 B+ 树。B+ 树是基于二分查找树演变过来的，所以 B+ 树在存储索引的时候，是按顺序存储的，因为这样才能利用二分查找快速检索到索引。

现在有一颗这样的  B+ 树，可以看到叶子节点的索引值是从小到大的顺序。

假设这时候需要将索引值为 25 更新为 3，如果直接索引值为 25 的位置上，将值改为 3 的话。

这时候你就会发现这棵 B+ 树不满足顺序性了！

所以更新索引的值，不能只是修改一个索引值就完事，而是还要保证更新后的索引值能继续满足  B+ 树的顺序性。

解决的方法就是，先删除索引值为 25 的节点，再插入索引值为 3 的节点，这样，这颗 B+ 树才能满足顺序性。

事务 C 的 update  语句具体阻塞在哪个「操作」？

现在我们知道，事务 C 的 update 特殊语句背后执行了两个操作，分别是删除和插入操作，那具体是阻塞在哪个「操作 」？

「操作 1 」是删除 id = 10 的记录，事务 C 是会在 id = 10 的主键索引上加 X 型记录锁，而事务 A 并没有对 id = 10 的主键索引上加 X 型记录锁，而是对 id = 10 的主键索引上加 X 型间隙锁。间隙锁和记录锁之间是没有互斥关系的，所以「操作 1 」不会阻塞。

根据排除法，既然 「操作 1 」不会阻塞，那事务 C 的 update 语句阻塞的原因就是因为 「操作 2」发生了阻塞。

为什么「操作2」会发生阻塞呢？

我们先要知道，插入操作什么时候会发生阻塞：插入语句在插入一条新记录之前，需要先定位到该记录在 B+树的位置，如果插入的位置的下一条记录的索引上有间隙锁，此时会生成一个插入意向锁，然后锁的状态设置为等待状态，现象就是插入语句会被阻塞。

「操作 2」插入的是 id = 2 的新记录，在主键索引的 B+树定位到插入的位置如下图。

插入位置的下一条记录是 id = 5 的记录，而事务 A 在 id 为 5 的主键索引上已经加了 X 型的 next-key 锁，这里面包含了间隙锁。所以「操作 2」的插入操作会发生阻塞，这就是事务 C 的 update 语句阻塞的原因。

从这我们也可以知道间隙锁的作用，就是阻止其他事务在间隙锁的范围内插入新记录，从而避免可重复读隔离级别下幻读的现象。

我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句，查看事务 C 在加什么锁的时候导致阻塞。

从上面的输出信息，可以看到事务 C 在加「插入意向锁」的时候，发生了阻塞。

插入意向锁是插入操作才会有的锁，而事务 C 只是执行 update 语句，却出现了插入意向锁，从这里也可以证明，事务 C 这条特殊的 update 语句运行的时候，被拆分成了两个操作，一个是删除，另一个是插入。

总之，如果 update 语句更新的是普通字段的值，就会对发生更新的记录加 X 型记录锁。

但是，如果 update 语句更新的是索引的值，那么在运行的时候会被拆分成删除和插入操作，这时候分析锁的时候，要从这两个操作的角度去分析。

完啦！

怎么样，够不够细节？