(12) 锁
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。
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。
2 全局锁
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。
问题：为什么全库逻辑备份，就需要加全就锁呢？
（1）先来分析一下不加全局锁，可能存在的问题。
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。
- 在进行数据备份时，先备份了tb_stock库存表。
- 然后接下来，在业务系统中，执行了下单操作，扣减库存，生成订单（更新tb_stock表，插入
- tb_order表）。
- 然后再执行备份 tb_order表的逻辑。
- 业务中执行插入订单日志操作。
- 最后，又备份了tb_orderlog表。
测试结果：此时备份出来的数据，是存在问题的。因为备份出来的数据，tb_stock表与tb_order表的数据不一致（有最新操作的订单信息，但备份文件中库存数没减）。
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，加了全局锁之后，其他的DDL、DML全部处于阻塞状态，但可以执行DQL语句，也就是处于只读状态，而数据备份就是查询操作。
测试结果：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。
2.2 语法
1）加全局锁
flush tables with read lock ;
2）数据备份
mysqldump -uroot –p1234 数据库名 > xxx.sql
3）释放锁
unlock tables ;
案例：
（1）加全局锁后，可读不可写。
（2）备份远程数据库mydb到本地C盘中。
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。
解决方法：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 -h 192.168.211.128 -u root -p mydb > C:/mydb1.sql
3 表级锁
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。
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
3.2 表锁
对于表锁，分为两类：
- 表共享读锁（read lock）
- 表独占写锁（write lock）
1）语法
（1）加锁
lock tables 表名... read / write。
（2）释放锁
unlock tables / 客户端断开连接 。
2）特点
（1）读锁
测试：客户端1对指定表加了读锁，不会影响客户端2的读，但是会阻塞客户端2的写。
（2）写锁
测试：客户端1对指定表加了写锁，会阻塞右侧客户端的读和写。
总结：
- 读锁不会阻塞其他客户端的读，但是会阻塞写。
- 写锁既会阻塞其他客户端的读，又会阻塞其他客户端的写。
3.3 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。这里的元数据可以简单理解为就是一张表的表结构。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）
常见的SQL操作时，所添加的元数据锁：
可以通过下面的SQL，来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 ;
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、UPDATE语句时，添加的是元数据共享锁（SHARED_READ / SHARED_WRITE），会阻塞元数据排他锁（EXCLUSIVE），两者之间之间是互斥的。
3.4 意向锁
1）介绍
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。
情况一：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？
（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，此时就会从第一行数据，检查到最后一行数据，效率较低。
情况二：有了意向锁之后，客户端一对表加了行锁后，客户端二如何给表加表锁呢？
（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。
2）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）：由语句 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。
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;
（1）意向共享锁与表读锁是兼容的，与表写锁互斥。
（2）意向排他锁与表读锁、写锁都是互斥的。
4 行级锁
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、RR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）
4.2 行锁
1）介绍
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。
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：
2）演示
默认情况下，InnoDB在 REPEATABLE READ事务隔离级别（可重复读） 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，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;案例：
// 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);
（1）普通的select语句，执行时，不会加锁。
（2）select...lock in share mode，加共享锁，共享锁与共享锁之间兼容。
（3）共享锁与排他锁之间互斥。
注：客户端1获取的是id为1这行的共享锁，客户端2是可以获取id为3这行的排它锁的，因为不是同一行数据。 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。
（4）排它锁与排他锁之间互斥。
当客户端1执行update语句，会为id为3的记录加排他锁； 客户端2如果也执行update语句更新id为3的数据，也要为id为3的数据加排他锁，但是客户端2会处于阻塞状态，因为排他锁之间是互斥的。 直到客户端1，把事务提交了，才会把这一行的行锁释放，此时客户端2，解除阻塞。
（5）无索引行锁升级为表锁。
在客户端1中开启事务，并执行update语句，更新name为Lily的数据，也就是id为19的记录 。然后在客户端2中更新id为3的记录，却处于阻塞状态，原因就是因为此客户端1根据name字段进行更新时，name字段是没有索引的，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）
再针对name字段建立索引，索引建立之后，再次做一个测试：
此时可以看到，客户端1开启事务，然后依然是根据name进行更新。而客户端2在更新id为3的数据时，更新成功，并未进入阻塞状态。 这样就说明根据索引字段进行更新操作，就可以避免行锁升级为表锁的情况。
4.3 间隙锁&临键锁
默认情况下，InnoDB在 REPEATABLE READ事务隔离级别（可重复读）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 。
- 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-keylock 退化为间隙锁。
- 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。
示例演示：
（1）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。
（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。
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。
（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。
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,+∞]。所以数据库数据加锁时，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）。
MySQL 文章被收录于专栏
MySQL学习
投递华为等公司10个岗位 >
腾讯HR面355人在聊