MySQL锁

锁

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。

MySQL中的锁，按照锁的粒度分，分为以下三类：

• 全局锁：锁定数据库中的所有表。
• 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。

全局锁

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。

对数据库进行进行逻辑备份之前，先对整个数据库加上全局锁，一旦加了全局锁之后，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，而数据备份就是查询操作。 那么数据在进行逻辑备份的过程中，数据库中的数据就是不会发生变化的，这样就保证了数据的一致性和完整性。

一致性数据备份

语法：

加全局锁：

flush tables with read lock;

数据备份：

mysqldump -h localhost -uroot –p123456 testDB > testDB.sql

释放锁：

unlock tables;

问题

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。

解决方案：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 testDB > testDB.sql

表级锁

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。

对于表级锁，主要分为以下三类：

• 表锁
• 元数据锁（meta data lock，MDL）
• 意向锁

表锁

对于表锁，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 。

如果客户端一对table1加了读锁，则所有客户端只能对table1进行读操作，自身客户端执行写操作会报错，其他客户端执行写操作会阻塞。

如果客户端一对table1加了写锁，则会阻塞其他客户端的读和写操作，自身不受影响。

读锁和读锁之间兼容，写锁和读锁互斥，写锁和写锁互斥。

总结：读锁不会阻塞读，但是会阻塞写。写锁只会阻塞其他客户端的读和写。

元数据锁

meta data lock , 元数据锁，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。

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)。

查看数据库中的元数据锁的情况：

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

对应SQL	锁类型	说明
lock tables xxx read / write	SHARED_READ_ONLY / SHARED_NO_READ_WRITE
select 、select … lock in share mode	SHARED_READ	与SHARED_READ、 SHARED_WRITE兼容，与 EXCLUSIVE互斥
insert 、update、 delete、select … for update	SHARED_WRITE	SHARED_WRITE
alter table …	EXCLUSIVE	与其他的MDL都互斥

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。

无意向锁示例：

1. 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。
2. 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，如果没有意向锁，就需要从第一行数据，检查到最后一行数据，效率较低。

有意向锁示例：

1. 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。
2. 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。

分类：

• 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。

一旦事务提交了，意向共享锁、意向排他锁，都会自动释放。

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;

行级锁

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）

• 间隙锁（Gap Lock）

• 临键锁（Next-Key Lock）

行锁

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、RR隔离级别下都支持。

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它锁。
• 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。

行锁的共享锁和排他锁和表锁的读锁和写锁类似。

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 …、UPDATE …、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

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

• 针对唯一索引（主键也是唯一索引）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。
  • 普通的select语句，执行时，不会加锁
  • select…lock in share mode，加共享锁，共享锁与共享锁之间兼容
  • 执行写操作自动加排他锁，共享锁与排他锁之间互斥
  • 排它锁与排他锁之间互斥
• 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。
  • 当一个事务执行了update语句，并且where条件列无索引，则行锁升级为表锁，不会对这行记录加锁
  • 如果对where条件列加索引，则为行锁

可以通过以下SQL，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;

间隙锁&临键锁

• 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。

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。

• 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。
  • 确保在事务提交之前，其他事务不能在这个间隙中插入新的数据，从而保持了唯一索引键值的完整性
• 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。
  • 保持了查询结果的一致性和数据的完整性
• 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。
  • 确保查询结果的正确性和一致性
  • 当执行：select * from user where id > = 2 lock in share mode; 就是将2加了行锁，3的临键锁（包含3及3之前的间隙），正无穷的临键锁(正无穷及之前的间隙)。

+---------------+-------------+------------+-----------+---------------+------------------------+
| object_schema | object_name | index_name | lock_type | lock_mode     | lock_data              |
+---------------+-------------+------------+-----------+---------------+------------------------+
| test          | user        | NULL       | TABLE     | IS            | NULL                   |
| test          | user        | PRIMARY    | RECORD    | S,REC_NOT_GAP | 2                      |
| test          | user        | PRIMARY    | RECORD    | S             | supremum pseudo-record |
| test          | user        | PRIMARY    | RECORD    | S             | 3                      |
+---------------+-------------+------------+-----------+---------------+------------------------+

注意：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。

总结

概述：

• 在并发访问时，解决数据访问的一致性、有效性问题。
• 按锁的粒度划分：全局锁、表锁、行锁。

全局锁：

• 对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态。
• 性能较差，数据逻辑备份时使用。

表级锁：

• 操作会锁住整张表，锁的粒度比较大，发生锁的冲突概率高。
• 表锁、元数据锁、意向锁

行级锁：

• 操作锁住对应的行数据，锁定的粒度小，发生锁冲突的概率低。
• 行锁、间隙锁、临键锁