InnoDB 中管理表锁和行锁的锁模块，也就是传说中的锁子系统，在内存里是什么样的？

作者：操盛春，爱可生技术专家，公众号『一树一溪』作者，专注于研究 MySQL 和 OceanBase 源码。

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本文基于 MySQL 8.0.32 源码，存储引擎为 InnoDB。

1. 引言

前面三篇文章，我们分别介绍了 InnoDB 表锁、行锁，以及它们的锁结构。

表锁结构和行锁结构是锁模块的基础组成部分，它们就像一块砖，哪里需要哪里搬。

然而，要盖房子，光有砖不行，还得有钢筋、水泥等材料，这些材料就由锁模块结构提供。

锁模块结构只有一个对象（lock_sys），在 InnoDB 中是全局唯一的。

2. 锁模块结构

锁模块结构类型为 lock_sys_t，去掉注释以及两个无关紧要的属性之后，简化如下：

struct lock_sys_t {locksys::Latches latches;hash_table_t *rec_hash;hash_table_t *prdt_hash;hash_table_t *prdt_page_hash;Lock_mutex wait_mutex;srv_slot_t *waiting_threads;srv_slot_t *last_slot;bool rollback_complete;std::chrono::steady_clock::duration n_lock_max_wait_time;os_event_t timeout_event;
}

单从属性数量上看，锁模块结构并不复杂，甚至可以说比较简单。

其实，锁模块的复杂性，不在于表锁结构、行锁结构，也不在于锁模块结构，而是在于各个事务、各种加锁场景相互交错导致的错综复杂的加锁结果。

例如，一个事务等待获得另一个事务持有的锁，虽然会出现或长或短的等待链，但也不算太坏的情况。更坏的情况是出现了环形的等待链，也就是出现了死锁。

如果出现死锁，我们又需要被动复现死锁，以解释形成死锁的原因，那简直头大了。

为了不滑入复杂的深渊，我们就此打住，先来介绍锁模块结构的属性。

锁模块结构中有三个类型为 hash_table_t 的属性，分别是 rec_hash、prdt_hash、prdt_page_hash。

其中，prdt_hash、prdt_page_hash 由谓词锁使用。我们并不打算介绍谓词锁，忽略这两个属性，也就顺理成章了。

n_lock_max_wait_time 属性的值是 MySQL 本次启动以来，行锁的最长等待时间。通过以下命令可以查询到这个属性的值：

show status like 'innodb_row_lock_time_max';+--------------------------+-------+
| Variable_name            | Value |
+--------------------------+-------+
| Innodb_row_lock_time_max | 50157 |
+--------------------------+-------+

rollback_complete 属性，用于 MySQL 启动过程中，标识从 undo 日志中恢复出来的、需要回滚的事务是否已全部回滚完成。

如果 rollback_complete = false，说明从 undo 日志中恢复出来的、需要回滚的事务还没有全部回滚完成，InnoDB 会遍历读写事务链表（trx_sys->rw_trx_list），释放这些事务加的表锁和行锁。

这些事务全部回滚完成之后，rollback_complete 会被修改为 true。

前面介绍了锁模块结构中两个比较简单的属性，剩下的其它属性，我们分为几个小节一一介绍。

2.1 谁来管理行锁结构？

上一篇文章，我们介绍过，事务对多条记录加行锁，满足条件时，可以共用一个行锁结构。

虽然共用能减少行锁结构的数量，但是，同一时刻，InnoDB 中可能还是有很多行锁结构。

这么多行锁结构，要怎么组织，用到时才能方便、快速的找到呢？

这就需要用到锁模块结构的 rec_hash 属性了。

rec_hash 属性是个哈希表，它的类型为 hash_table_t，创建锁模块对象（lock_sys）之后分配内存：

void lock_sys_create(ulint n_cells)
{...// 创建锁模块对象，分配内存lock_sys = static_cast<lock_sys_t *>(ut::zalloc_withkey(...));...// 创建哈希表（rec_hash），分配内存lock_sys->rec_hash =ut::new_<hash_table_t>(n_cells);...
}

lock_sys_create() 由 srv_start() 调用：

dberr_t srv_start(bool create_new_db) {...lock_sys_create(srv_lock_table_size);...
}

变量 srv_lock_table_size 在 innodb_init_params() 中赋值，它的值会传递给 lock_sys_create() 的参数 n_cells。

static int innodb_init_params() {...srv_lock_table_size = 5 * (srv_buf_pool_size / UNIV_PAGE_SIZE);...
}

srv_buf_pool_size 是 buffer pool 的大小，UNIV_PAGE_SIZE 是一个数据页的大小，它们的单位都是字节。

以 buffer pool 大小为 128M、数据页大小为 16K 为例，变量 srv_lock_table_size 的值计算如下：

// 128M = 134217728 字节
// 16K  = 16384 字节
srv_lock_table_size = 5 * (134217728 / 16384) = 40960

变量 srv_lock_table_size 的值（40960）最终会传递给 lock_sys_create() 的参数 n_cells。用 40960 替换 n_cells 之后如下：

void lock_sys_create(ulint n_cells)
{...lock_sys->rec_hash = ut::new_<hash_table_t>(40960);...
}

以上代码说明 buffer pool 大小为 128M，数据页大小为 16K 时，锁模块结构的 rec_hash 属性有 40960 个格子。

每个格子都有编号，从 0 开始，一直到 40959。

这些格子并不是用来存储行锁结构，而是用来管理行锁结构，它们的作用相当于线头，找到了线头就能牵出一根线。

创建行锁结构之后，会先根据行锁结构中那些记录所属数据页的页号和表空间 ID，计算得到哈希值，再根据哈希值计算得到格子的编号。

多个行锁结构可能计算得到相同的哈希值，从而得到相同的编号，对应到同一个格子，这些行锁结构通过各自的 hash 属性形成一个行锁结构链表。如果我们把这个链表看成一根线，这个格子就是这根线的线头。

计算出格子编号之后，行锁结构会插入到格子对应的行锁结构链表的最前面。

想要找到某个行锁结构，也需要根据同样的规则，计算得到格子编号，再根据编号找到格子，最后遍历这个格子对应的行锁结构链表，以找到目标行锁结构。

2.2 谁来保护表锁和行锁结构？

前面我们介绍了 rec_hash 是个哈希表，分为很多格子，每个格子管理一个行锁结构链表。同一个链表的所有行锁结构，计算得到的哈希值相同。

事务加行锁时，会优先考虑共用已有的行锁结构，这就要先找到一个可以共用的行锁结构。

首先，需要找到 rec_hash 的某个格子。

然后，遍历这个格子对应的行锁结构链表，并根据共用条件，判断某个行锁结构是否可以共用。

事务加行锁时，如果生成了新的行锁结构，需要找到 rec_hash 的某个格子，把行锁结构插入到这个格子对应的行锁结构链表的最前面。

事务提交或回滚时，释放所有行锁，需要找到每个锁结构在哪个格子对应的行锁结构链表中，并从链表中删除这个行锁结构。

事务加表锁时，会遍历这个表对象的 locks 链表，以判断可以立即获得表锁，还是需要进入等待状态。

事务提交或回滚时，释放所有表锁，需要从每个表对象的 locks 链表中删除这个表锁结构。

多个事务执行上面这些操作，可能会同时读写 rec_hash 中某个格子对应的行锁结构链表，也可能同时读写某个表对象的 locks 链表。

为了避免并发操作同时读写同一个行锁结构链表、或者同时读写同一个表对象的 locks 链表出现冲突，需要有个什么东西，来限制同一时刻只有一个事务读写某个行锁结构链表、或者某个表对象的 locks 链表。

于是，就有了锁模块结构的 latches 属性，它的类型为 locksys::Latches。

class Latches {private:...Unique_sharded_rw_lock global_latch;Page_shards page_shards;Table_shards table_shards;...
}

latches 也是一个对象，有三个属性，分别为 global_latch、page_shards、table_shards。

事务提交或回滚时，释放所有行锁和表锁会用到 global_latch。

事务加行锁时，会用到 page_shards。

事务加表锁时，会用到 table_shards。

page_shards、table_shards 的类型分为 Page_shards、Table_shards，定义如下：

static constexpr size_t SHARDS_COUNT = 512;class Page_shards {...Padded_mutex mutexes[SHARDS_COUNT];...
}class Table_shards {...Padded_mutex mutexes[SHARDS_COUNT];...
}

Page_shards 的 mutexes 属性是个数组，有 512 个元素。

有新的行锁结构需要加入某个行锁结构链表，或者需要遍历某个行锁结构链表以找到目标行锁结构时，会根据行锁结构中那些记录所属数据页的页号和表空间 ID，计算得到哈希值，再根据哈希值计算得到数组下标，到 mutexes 数组中拿到下标对应的互斥量，就可以保护需要读写的行锁结构链表了。

Table_shards 的 mutexes 属性也是个数组，同样有 512 个元素。

某个表对象的 locks 链表需要保护时，会直接用表 ID 对 512 取模（table_id % 512），得到的结果作为数组下标，到 mutexes 数组中拿到下标对应的互斥量，就可以保护这个表对象的 locks 链表了。

2.3 锁等待了怎么办？

锁模块结构中，有三个属性和锁等待相关，分别是 wait_mutex、waiting_threads、last_slot，它们的初始化代码如下：

void lock_sys_create(ulint n_cells)
{ulint lock_sys_sz;// 锁模块结构占用的内存大小// 加上 waiting_threads 指向的内存区域的大小// 因为这两部分要一起分配内存lock_sys_sz = sizeof(*lock_sys) + srv_max_n_threads * sizeof(srv_slot_t);...void *ptr = &lock_sys[1];lock_sys->waiting_threads = static_cast<srv_slot_t *>(ptr);// 初始化时// last_slot 和 waiting_threads 指向同一个位置lock_sys->last_slot = lock_sys->waiting_threads;mutex_create(LATCH_ID_LOCK_SYS_WAIT, &lock_sys->wait_mutex);...
}

waiting_threads 属性是个指针，它指向一片内存区域，这片内存区域分为 srv_max_n_threads 个 slot，每个 slot 存放一个 srv_slot_t 对象。

srv_max_n_threads 在 innodb_init_params() 中赋值，硬编码为 102400。

也就是说，waiting_threads 属性指向的内存区域，最多可以存放 102400 个 srv_slot_t 对象。

如果某个事务不能立即获得锁（表锁或行锁），就会在这片内存区域中找到一个空闲的 slot，构造一个包含该事务以及锁信息的 srv_slot_t 对象放入这个 slot，并标记这个 slot 为已使用状态。

last_slot 属性也是个指针，初始化时，和 waiting_threads 属性指向相同的内存地址。

随着不断有事务进入锁等待状态、以及处于锁等待状态的事务获得锁，last_slot 会不断变化。

不过，不管怎么变化，last_slot 始终遵循一个原则，就是它指向的那个 slot，以及之后的所有 slot 都处于空闲状态。

为什么需要 last_slot？

因为后台线程检查锁等待是否超时，会从后往前遍历 waiting_threads 属性指向的内存区域。

如果没有 last_slot，每次遍历都需要从最后一个 slot 开始，到第一个 slot 为止，检查每个 slot 对应的锁等待是否超时。

然而，通常情况下，waiting_threads 属性指向的内存区域中的 102400 个 slot，其中大部分都是空闲的。

空闲 slot 没有被正在等待锁的事务占用，实际上不需要检查锁等待是否超时。

如果没有 last_slot，每次检查锁等待是否超时，都要遍历所有 slot，显然很浪费时间。

为了提升检查锁等待超时的效率，只需要遍历已使用状态的 slot 就可以了，这就需要有个东西来标识哪个范围内的 slot 是已使用状态，于是，就有了 last_slot。

有一点需要说明，如果某个事务曾经进入过锁等待状态，占用了某个 slot。某一轮检查锁等待超时之前，这个事务获得了锁，又会把它占用的那个 slot 重置为空闲状态。

所以，last_slot 之前的那些 slot，并不全部是已使用状态，也有一些是空闲的，但是这个数量应该不会很多，遍历这些少量的空闲 slot，也不会浪费太多时间。

介绍完 waiting_threads、last_slot，终于轮到 wait_mutex 属性了。

从属性名上看，wait_mutex 属性显然是个互斥量。

多个事务同时读写 last_slot 属性，可能造成冲突，这就需要有个东西来保证同一时刻只有一个线程读写 last_slot 属性，于是就有了 wait_mutex。

2.4 那就发个锁等待通知

事务想要加锁（表锁或行锁），如果发生了锁等待，新出现的锁等待，和原来那些锁等待搅和在一起，有可能会出现死锁。

为了及时发现死锁，事务进入锁等待状态之前，会触一个事件，通知后台线程出现了锁等待。

这个事件就保存在锁模块结构的 timeout_event 属性中。

监听 timeout_event 事件的后台线程收到通知之后，就会开始检查是否发生了死锁。如果检查发现了死锁，就及时解决。

3. 总结

锁模块结构的 rec_hash 属性是个哈希表，分为很多小格子，每个格子管理一个行锁结构链表。

latches 属性用于保证同一时刻只有一个线程读写 rec_hash 属性的同一个格子对应的行锁结构链表，以及同一时刻只有一个线程读写同一个表对象的 locks 链表。

waiting_threads 属性指向一片分为 102400 个 slot 的内存区域，每个等待获得锁的事务会占用其中一个 slot。

last_slot 属性用于减少检查锁等待超时需要遍历的 slot 数量，提升效率。

wait_mutex 属性用于保证同一时刻只有一个线程读写 last_sot 属性。

timeout_event 属性用于发生锁等待时，通知后台线程及时检查是否出现了死锁。

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