【Mysql】 锁

【Mysql】 锁

1. 锁

1.1 概述

**锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。**在数据库中，除传统的计算资源（CPU、 RAM、I/O）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。

mysql中的锁，按照锁的粒度可划分以下三类：

• 全局锁：锁定所有的数据库中的所有表。
• 表级锁：每次操作锁住整张表。
• 行级锁：每次操作锁住对应的行数据。

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1.2 全局锁

1.2.1 介绍

全局锁就是对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态，后续的DML的写语句，DDL语句，已经更新操作的事务提交语句都将被阻塞。

其典型的使用场景是做全库的逻辑备份，对所有的表进行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。

为什么全库逻辑备份就需要套加全局锁呢？

A.假设在数据库中存在这样三张表: tb_stock 库存表，tb_order 订单表，tb_orderlog 订单日 志表。

在数据备份时，我们不加锁，将会发生上图所示情况。

1. 首先①备份 tb_stock 的数据，备份完了之后业务操作②又扣减了一次库存，导致备份数据和现有数据不一致
2. 然后业务操作③先生成订单，操作④再去备份 tb_order，数据一致。
3. 最后业务操作⑤插入订单日志，操作⑥备份 tb_orderlog ，数据一致。

总体来看，最终备份的数据是不一致的。因为操作①本应该在操作②之后进行。

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B.再分析一下加了全局锁后的情况

对数据库进行逻辑备份之前，先对整个数据库加上全局锁，一旦加上了全局锁，其他的DDL，DML全部都处于阻塞状态，但是可以执行DQL语句，也就是处于只读状态，而数据备份就算查询操作。那么数据在进行逻辑备份的过程中，数据库中的数据是不会发生变化的，这样就保证了数据的一致性和完整性。

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1.2.2 语法

1.2.2.1 加全局锁

flush tables with read lock;

1.2.2.2 数据备份

mysqldump -uroot -p123456 数据库名 > xxx.sql

1.2.2.3 释放锁

unlock tables;

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1.2.3 特点

数据库中加全局锁，是一个比较重的操作，存在以下问题：

• 如果在主库上备份，那么在备份期间都不能执行更新，业务基本上就得停摆。
• 如果在从库上备份，那么在备份期间从库不能执行主库同步过来的二进制日志（binlog），会导致主从延迟。

在InnoDB引擎中，我们可以在备份时加上参数 --single-transaction 参数来完成不加锁的一致性数据备份。

mysqldump --single-transaction -uroot –p123456 数据库名 > xxx.sql

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1.3 表级锁

1.3.1 介绍

表级锁，每次操作锁住整张表，锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。应用在MYISAM、InnoDB、BDB等存储引擎中。

表级锁主要分为以下三类：

• 表锁
• 元数据锁(meta data lock，MDL)
• 意向锁

1.3.2 表锁

表锁又分为两类：

• 表共享读锁(read lock)
• 表独占写锁(write lock)

语法：

• 加锁：lock tables 表名... read/write
• 释放锁：unlock tables /客户端断开连接。

特点：

A.读锁

左侧客户端对表加了表共享读锁，此时左侧客户端和右侧其他客户端都可以对表数据进行读操作。

当左侧客户端对表进行写操作时会立即失败，提示你加了读锁不能进行写操作；当右侧其他客户端对表进行写操作时会阻塞写操作，直到左侧客户端释放锁之后才能执行写操作。

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B.写锁

左侧客户端对表加了表独占写锁，会阻塞右侧其他客户端的读和写操作。

总结：读锁不会阻塞读操作，但是会阻塞写操作。写锁会阻塞其他客户端的所有读写操作，但不会阻塞本客户端的读写操作。

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1.3.3 元数据锁

元数据锁：meta data lock（简写MDL）

MDL加锁过程是系统自动控制，无需显式使用，在访问一张表的时候会自动加上。MDL锁主要作用是维护表元数据的数据一致性，在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作。为了避免DML与 DDL冲突，保证读写的正确性。

这里的元数据，大家可以简单理解为就是一张表的表结构。 也就是说，某一张表涉及到未提交的事务时，是不能够修改这张表的表结构的。

在MySQL5.5中引入了MDL，当对一张表进行增删改查的时候，加MDL读锁(共享)；当对表结构进行变 更操作的时候，加MDL写锁(排他)。

演示：

当执行SELECT、INSERT、UPDATE、DELETE等语句时，添加的是元数据共享锁（SHARED_READ / SHARED_WRITE），之间是兼容的。

当执行SELECT语句时，添加的是元数据共享锁（SHARED_READ），会阻塞元数据排他锁 （EXCLUSIVE），之间是互斥的。

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通过如下sql语句可查看数据库中元数据锁的情况：

select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema.metadata_locks ;

在操作过程中，可通过上述sql语句，查看元数据锁的加锁情况。

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1.3.4 意向锁

为了避免DML在执行时，加的行锁与表锁的冲突，在InnoDB中引入了意向锁，使得表锁不用检查每行数据是否加锁，使用意向锁来减少表锁的检查。

假如没有意向锁，客户端一对表加了行锁后，客户端二如何给表加表锁呢，来通过示意图简单分析一 下：

首先客户端一，开启一个事务，然后执行DML操作，在执行DML语句时，会对涉及到的行加行锁。

当客户端二，想对这张表加表锁时，会检查当前表是否有对应的行锁，如果没有，则添加表锁，此时就会进行全表扫描从第一行数据，检查到最后一行数据，效率较低。

有了意向锁之后：

客户端一，在执行DML操作时，会对涉及的行加行锁，同时也会对该表加上意向锁。

而其他客户端，在对这张表加表锁的时候，会根据该表上所加的意向锁来判定是否可以成功加表锁，而不用逐行判断行锁情况了。

如果线程B的表锁和线程A的意向锁兼容，那么直接加表锁；如果不兼容，则线程B阻塞，直到线程A的事务提交之后，线程B才能加表锁。

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意向锁又分为以下两类：

• 意向共享锁(IS)：由语句select … lock in share mode添加 。 与表锁共享锁 (read)兼容，与表锁排他锁(write)互斥。
• 意向排他锁(IX)：由insert、update、delete、select…for update添加 。与表锁共享锁(read)及排他锁(write)都互斥，意向锁之间不会互斥。

一旦事务提交，意向共享锁，意向排他锁，都会自动释放。

可通过如下sql语句查看意向锁及行锁的加锁情况：

select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;

演示：

A.意向共享锁与表读锁是兼容的。

B. 意向排他锁与表读锁、写锁都是互斥的。

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1.4 行级锁

1.4.1 介绍

行级锁，每次操作锁住对应的行数据。锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。应用在 InnoDB存储引擎中。

InnoDB的数据是基于索引组织的，行锁是通过对索引上的索引项加锁来实现的，而不是对记录加的锁。对于行级锁，主要分为以下三类：

• 行锁(Record Lock)：锁定单个行记录的锁，防止其他事务对此行进行update和delete。在RC(读已提交)、RR（可重复读）隔离级别下都支持。

• 间隙锁（Gap Lock）：锁定索引记录间隙（不含该记录），确保索引记录间隙不变，防止其他事 务在这个间隙进行insert，产生幻读。在RR隔离级别下都支持。

• 临键锁（Next-Key Lock）：行锁和间隙锁组合，同时锁住数据，并锁住数据前面的间隙Gap。 在RR隔离级别下支持。

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1.4.2 行锁

InnoDB实现了以下两种类型的行锁：

• 共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
• 排他锁（X）：允许获取排他锁的事务更新数据，阻止其他事务获得相同数据集的共享锁和排他锁。

两种行锁的兼容情况如下：

常见的sql语句在执行时，所加的行锁如下：

SQL	行锁类型	说明
INSERT …	排他锁	自动加锁
UPDATE …	排他锁	自动加锁
DELETE …	排他锁	自动加锁
SELECT(正常)	不加任何锁
SELECT … LOCK IN SHARE MODE	共享锁	需要手动在SELECT之后加LOCK IN SHARE MODE
SELECT … FOR UPDATE	排他锁	需要手动在SELECT之后加FOR UPDATE

演示：

默认情况下，InnoDB在 REPEATABLE READ事务隔离级别运行，InnoDB使用 next-key 锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

• 针对唯一索引进行检索时，对已存在的记录进行等值匹配时，将会自动优化为行锁。
• InnoDB的行锁是针对于索引加的锁，不通过索引条件检索数据，那么InnoDB将对表中的所有记录加锁，此时 就会升级为表锁。

可以通过以下sql语句查看意向锁及行锁的加锁情况：

select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;

实例演示

数据准备：

CREATE TABLE `stu` (`id` int NOT NULL PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT,`name` varchar(255) DEFAULT NULL,`age` int NOT NULL
) ENGINE = InnoDB CHARACTER SET = utf8mb4;INSERT INTO `stu` VALUES (1, 'tom', 1);
INSERT INTO `stu` VALUES (3, 'cat', 3);
INSERT INTO `stu` VALUES (8, 'rose', 8);
INSERT INTO `stu` VALUES (11, 'jetty', 11);
INSERT INTO `stu` VALUES (19, 'lily', 19);
INSERT INTO `stu` VALUES (25, 'luci', 25);

A.普通的select语句，执行时不加锁。

B.select … lock in share mode ,加共享锁，共享锁和共享锁之间兼容。

共享锁和排他锁之间互斥。

①客户端一获取的是id为1这行的共享锁

②客户端二是可以获取id为3这行的排它锁的，因为不是同一行数据。

③而如果客户端二想获取id为1这行的排他锁，会处于阻塞状态，以为共享锁与排他锁之间互斥。

C.排他锁与排他锁之间互斥

①当客户端一，执行update语句，会为id为1的记录加排他锁；

② 客户端二，如果也执行update语句更 新id为1的数据，也要为id为1的数据加排他锁，但是客户端二会处于阻塞状态，因为排他锁之间是互斥的。 直到客户端一，把事务提交了，才会把这一行的行锁释放，此时客户端二，解除阻塞。

D.无索引行锁升级为表锁

stu表数据如下：

执行如下操作：

在客户端一中开启事务，执行update语句，更新name为lily的数据，也就是id为19的数据，然后在客户端二中更新id为3的记录，却会发生阻塞。

这是因为：客户端一对name字段更新时name字段是没有索引的，如果没有索引，此时行锁会升级为表锁（因为行锁是对索引项加的锁，而name没有索引）。

接下来对name字段建立索引，再做一次上述操作：

两次操作时间上的差异说明已经避免了行锁升级为表锁的情况。

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1.4.3 间隙锁&临键锁

默认情况下，InnoDB在 REPEATABLE READ事务隔离级别运行，InnoDB使用 next-key 锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

1. 索引上的等值查询（唯一索引），为不存在的记录加锁时，优化为间隙锁。
2. 索引上的等值查询(非唯一普通索引)，向右遍历时最后一个值不满足查询需求时，next-key lock 退化为间隙锁。
3. 索引上的范围查询（唯一索引）–会访问到不满足条件的第一个值为止。

注：间隙锁唯一目的是防止其他事务插入间隙。间隙锁可以共存，一个事务采用的间隙锁不会 阻止另一个事务在同一间隙上采用间隙锁。

实例演示，按上面的数字依次演示：

A. 索引上的等值查询(唯一索引)，给不存在的记录加锁时, 优化为间隙锁 。

B.索引上的等值查询(非唯一普通索引)，向右遍历时最后一个值不满足查询需求时，next-key lock 退化为间隙锁。

介绍分析一下：

我们知道InnoDB的B+树索引，叶子节点是有序的双向链表。 假如，我们要根据这个二级索引查询值为18的数据，并加上共享锁，我们是只锁定18这一行就可以了吗？ 并不是，因为是非唯一索引，这个结构中可能有多个18的存在，所以，在加锁时会继续往后找，找到一个不满足条件的值（当前案例中也就是29）。此时会对18加临键锁，并对29之前的间隙加锁。

C.索引上的范围查询(唯一索引)–会访问到不满足条件的第一个值为止。

查询的条件为id>=19，并添加共享锁。 此时我们可以根据数据库表中现有的数据，将数据分为三个部 分：

• [19]
• (19,25]
• (25,+∞]

所以数据库数据在加锁时，就是将19加了行锁，25的临键锁（包含25及25之前的间隙），正无穷的临键锁(正无穷及之前的间隙)。