【数据库】MySQL锁

一、锁的基本概念

1、锁的定义

锁是协调多个进程或线程并发访问数据库资源的一种机制。

MySQL中的锁是在服务器层或者存储引擎层实现的，保证了数据访问的一致性与有效性。但加锁是消耗资源的，锁的各种操作，包括获得锁、检测锁是否已解除、释放锁等 ，都会增加系统的开销。

2、锁的分类

MySQL锁可以按模式分类为：乐观锁与悲观锁。按粒度分可以分为全局锁、表级锁、页级锁、行级锁。按属性可以分为：共享锁、排它锁。按状态分为：意向共享锁、意向排它锁。按算法分为：间隙锁、临键锁、记录锁。

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二、全局锁

1、定义

全局锁就是对整个数据库实例加锁。

2、使用全局锁

要使用全局锁，则要执行这条命令：

flush tables with read lock

?执行后，整个数据库就处于只读状态了，这时其他线程执行以下操作，都会被阻塞：

• 对数据的增删改操作，比如 insert、delete、update等语句；
• 对表结构的更改操作，比如 alter table、drop table 等语句。

3、释放全局锁

如果要释放全局锁，则要执行这条命令：

unlock tables

当会话断开了，全局锁也会被自动释放。

4、应用场景

全局锁主要应用于做全库逻辑备份，这样在备份数据库期间，不会因为数据或表结构的更新，而出现备份文件的数据与预期的不一样。

假设如果在全库逻辑备份期间，有用户购买了一件商品，一般购买商品的业务逻辑是会涉及到多张数据库表的更新，比如在用户表更新该用户的余额，然后在商品表更新被购买的商品的库存。如果在备份用户表和商品表之间，有用户购买了商品。

这种情况下，备份的结果是用户表中该用户的余额并没有扣除，但是商品表中该商品的库存被减少了，如果后面用这个备份文件恢复数据库数据的话，用户钱没少，而库存少了，等于用户白嫖了一件商品。

所以，在全库逻辑备份期间，加上全局锁，就不会出现上面这种情况了。

【缺点】：

如果在主库上备份，那么在备份期间都不能执行更新，业务基本上就能停止。?

如果在从库上备份，那么备份期间从库不能执行主库同步过来的binlog，会导致主从延迟。

【全局锁影响业务的解决方案】：

如果数据库的引擎支持的事务支持可重复读的隔离级别，那么在备份数据库之前先开启事务，会先创建 Read View，然后整个事务执行期间都在用这个 Read View，而且由于 MVCC 的支持，备份期间业务依然可以对数据进行更新操作。

因为在可重复读的隔离级别下，即使其他事务更新了表的数据，也不会影响备份数据库时的 Read View，这就是事务四大特性中的隔离性，这样备份期间备份的数据一直是在开启事务时的数据。

备份数据库的工具是 mysqldump，在使用 mysqldump 时加上?–single-transaction?参数的时候，就会在备份数据库之前先开启事务。这种方法只适用于支持「可重复读隔离级别的事务」的存储引擎。

InnoDB 存储引擎默认的事务隔离级别正是可重复读，因此可以采用这种方式来备份数据库。

但是，对于 MyISAM 这种不支持事务的引擎，在备份数据库时就要使用全局锁的方法。

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?三、表级锁

MySQL 里面表级别的锁有这几种：

• 表锁；
• 元数据锁（MDL）;
• 意向锁；
• AUTO-INC 锁；

1、表锁

表锁是指对一整张表加锁。MyISAM （默认锁）与 InnoDB 都支持表级锁定。

• 读锁（read lock），也叫共享锁（shared lock）

针对同一份数据，多个读操作（select）可以同时进行而不会互相影响

• 写锁（write lock），也叫排他锁（exclusive lock）

当前操作没完成之前，会阻塞其它读（select）和写操作（update、insert、delete）

【表锁的创建】

//表级别的共享锁，也就是读锁；
lock table t_student read;

//表级别的独占锁，也就是写锁；
lock table t_stuent write;

【表锁的释放】

unlock tables

?此命令会释放当前会话的所有表锁。

【优缺点】

优点：开销小、加锁快、无死锁

缺点：表锁的粒度大，发生锁冲突概率大，会影响并发性能（低）。

【建议】

MyISAM的读写锁调度是写优先，这也是MyISAM不适合做写为主表的引擎，因为写锁以后，其它线程不能做任何操作，大量的更新使查询很难得到锁，从而造成永远阻塞。

【示例演示】

(1) 表锁的读锁示例

session01?? ?	session02
lock table t_student read;// 上读锁
select * from t_student; // 可以正常读取	select * from t_student;// 可以正常读取
update t_student set name = 3 where id =2; // 报错,因被上读锁不能写操作	update t_student set name = 3 where id =2; // 被阻塞
unlock tables;// 解锁
	update teacher set name = 3 where id =2;// 更新操作成功

(2) 表锁的写锁示例

session01?	? ?session02
lock table t_student ?write;// 上写锁
select * from t_student ; // 可以正常读取	select * from t_student ;// 被阻塞
update t_student set name = 3 where id =2; // 可以正常更新操作??	update t_student set name = 4 where id =2; // 被阻塞
unlock tables;// 解锁
	select * from t_student ;// 读取成功
	update t_student set name = 4 where id =2; // 更新操作成功

2、元数据锁（MDL,metadata lock）

MDL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（显式或隐式）的时候，不可以对元数据进行写入操作。因此从MySQL5.5版本开始引入了MDL锁，来保护表的元数据信息，用于解决或者保证DDL操作与DML操作之间的一致性。

我们不需要显式的使用 MDL，因为当我们对数据库表进行操作时，会自动给这个表加上 MDL：

• 对一张表进行 DML操作时，加的是?MDL 读锁；
• 对一张表进行 DDL操作（表结构变更操作）时，加的是?MDL 写锁；

总结：读读共享，读写互斥，写写互斥

当有线程在执行 select 语句（ 加 MDL 读锁）的期间，如果有其他线程要更改该表的结构（ 申请 MDL 写锁），那么将会被阻塞，直到执行完 select 语句（ 释放 MDL 读锁）。

反之，当有线程对表结构进行变更（ 加 MDL 写锁）的期间，如果有其他线程执行了 CRUD 操作（ 申请 MDL 读锁），那么就会被阻塞，直到表结构变更完成（ 释放 MDL 写锁）。

MDL 不需要显式调用，那它是在什么时候释放的?

MDL 是在事务提交后才会释放，这意味着事务执行期间，MDL 是一直持有的。

那如果数据库有一个长事务（所谓的长事务，就是开启了事务，但是一直还没提交），那在对表结构做变更操作的时候，可能会发生意想不到的事情，比如下面这个顺序的场景：

1. 首先，线程 A 先启用了事务（但是一直不提交），然后执行一条 select 语句，此时就先对该表加上 MDL 读锁；
2. 然后，线程 B 也执行了同样的 select 语句，此时并不会阻塞，因为「读读」并不冲突；
3. 接着，线程 C 修改了表字段，此时由于线程 A 的事务并没有提交，也就是 MDL 读锁还在占用着，这时线程 C 就无法申请到 MDL 写锁，就会被阻塞，

那么在线程 C 阻塞后，后续有对该表的 select 语句，就都会被阻塞，如果此时有大量该表的 select 语句的请求到来，就会有大量的线程被阻塞住，这时数据库的线程很快就会爆满了。

为什么线程 C 因为申请不到 MDL 写锁，而导致后续的申请读锁的查询操作也会被阻塞？

这是因为申请 MDL 锁的操作会形成一个队列，队列中写锁获取优先级高于读锁，一旦出现 MDL 写锁等待，会阻塞后续该表的所有 DML操作。

所以为了能安全的对表结构进行变更，在对表结构变更前，先要看看数据库中的长事务，是否有事务已经对表加上了 MDL 读锁，如果可以考虑 kill 掉这个长事务，然后再做表结构的变更。

3、意向锁

为了支持在不同粒度上进行加锁操作，InnoDB存储引擎支持一种额外的锁方式，称之为意向锁。意向锁是将锁定的对象分为多个层次，意向锁意味着事务希望在更细粒度上进行加锁。

InnoDB存储引擎支持意向锁设计比较简练，其意向锁即为表级别的锁。设计目的主要是为了在一个事务中揭示下一行将被请求的锁类型。其支持两种意向锁：

• 意向共享锁（IS Lock），事务想要获得一张表中某几行的共享锁。

• 意向排他锁（IX Lock），事务想要获得一张表中某几行的排他锁。

如果没有「意向锁」，那么加「排他表锁」时，就需要遍历表里所有记录，查看是否有记录存在行排他锁，这样效率会很慢。

那么有了「意向锁」，由于在对记录加行排他锁前，先会加上表级别的意向排他锁，那么在加「独占表锁」时，直接查该表是否有意向排他锁，如果有就意味着表里已经有记录被加了行排他锁，这样就不用去遍历表里的记录。

所以，意向锁的目的是为了快速判断表里是否有记录被加锁。

由于InnoDB存储引擎默认支持的是行级别的锁，因此意向锁其实不会阻塞除全表扫以外的任何请求。故表级意向锁与行级锁的兼容性如下图所示。

	表级IS	表级IX	表级S	表级X
表级IS	兼容	兼容	兼容	不兼容
表级IX	兼容	兼容	不兼容	不兼容
行级S	兼容	不兼容	兼容	不兼容
行级X	不兼容	不兼容	不兼容	不兼容

快速记忆：意向锁之间不会发生冲突，表锁和行锁满足读读共享、读写互斥、写写互斥。

4、自增锁（AUTO-INC）

表里的主键通常都会设置成自增的，这是通过对主键字段声明?AUTO_INCREMENT?属性实现的。

之后可以在插入数据时，可以不指定主键的值，数据库会自动给主键赋值递增的值，这主要是通过?AUTO-INC 锁实现的。

AUTO-INC 锁是特殊的表锁机制，锁不是再一个事务提交后才释放，而是再执行完插入语句后就会立即释放。

在插入数据时，会加一个表级别的 AUTO-INC 锁，然后为被?AUTO_INCREMENT?修饰的字段赋值递增的值，等插入语句执行完成后，才会把 AUTO-INC 锁释放掉。

那么，一个事务在持有 AUTO-INC 锁的过程中，其他事务的如果要向该表插入语句都会被阻塞，从而保证插入数据时，被?AUTO_INCREMENT?修饰的字段的值是连续递增的。

但是， AUTO-INC 锁在对大量数据进行插入的时候，会影响插入性能，因为另一个事务中的插入会被阻塞。

因此， 在 MySQL 5.1.22 版本开始，InnoDB 存储引擎提供了一种轻量级的锁来实现自增。

一样也是在插入数据的时候，会为被?AUTO_INCREMENT?修饰的字段加上轻量级锁，然后给该字段赋值一个自增的值，就把这个轻量级锁释放了，而不需要等待整个插入语句执行完后才释放锁。

InnoDB 存储引擎提供了个 innodb_autoinc_lock_mode 的系统变量，是用来控制选择用 AUTO-INC 锁，还是轻量级的锁。

• 当 innodb_autoinc_lock_mode = 0，就采用 AUTO-INC 锁，语句执行结束后才释放锁；
• 当 innodb_autoinc_lock_mode = 2，就采用轻量级锁，申请自增主键后就释放锁，并不需要等语句执行后才释放。
• 当 innodb_autoinc_lock_mode = 1：
  • 普通 insert 语句，自增锁在申请之后就马上释放；
  • 类似 insert … select 这样的批量插入数据的语句，自增锁还是要等语句结束后才被释放；

当 innodb_autoinc_lock_mode = 2 是性能最高的方式，但是当搭配 binlog 的日志格式是 statement 一起使用的时候，在「主从复制的场景」中会发生数据不一致的问题。

举个例子，考虑下面场景：

session A 往表 t 中插入了 4 行数据，然后创建了一个相同结构的表 t2，然后两个 session 同时执行向表 t2 中插入数据。

如果 innodb_autoinc_lock_mode = 2，意味着「申请自增主键后就释放锁，不必等插入语句执行完」。那么就可能出现这样的情况：

• session B 先插入了两个记录，(1,1,1)、(2,2,2)；
• 然后，session A 来申请自增 id 得到 id=3，插入了（3,5,5)；
• 之后，session B 继续执行，插入两条记录 (4,3,3)、 (5,4,4)。

可以看到，session B 的 insert 语句，生成的 id 不连续。

当「主库」发生了这种情况，binlog 面对 t2 表的更新只会记录这两个 session 的 insert 语句，如果 binlog_format=statement，记录的语句就是原始语句。记录的顺序要么先记 session A 的 insert 语句，要么先记 session B 的 insert 语句。

但不论是哪一种，这个 binlog 拿去「从库」执行，这时从库是按「顺序」执行语句的，只有当执行完一条 SQL 语句后，才会执行下一条 SQL。因此，在从库上「不会」发生像主库那样两个 session 「同时」执行向表 t2 中插入数据的场景。所以，在备库上执行了 session B 的 insert 语句，生成的结果里面，id 都是连续的。这时，主从库就发生了数据不一致。

要解决这问题，binlog 日志格式要设置为 row，这样在 binlog 里面记录的是主库分配的自增值，到备库执行的时候，主库的自增值是什么，从库的自增值就是什么。

所以，当 innodb_autoinc_lock_mode = 2 时，并且 binlog_format = row，既能提升并发性，又不会出现数据一致性问题。

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四、行级锁

1、行锁

行锁就是锁住表里面的一行数据。

行级锁是粒度最低的锁，发生锁冲突的概率也最低、并发度最高。但是加锁慢、开销大，容易发生死锁现象。

MySQL中只有InnoDB支持行级锁（默认锁），而 MyISAM 引擎并不支持行级锁。

行级锁分为共享锁（S,读锁）和排他锁（X，写锁）。

• 读锁（read lock），也叫共享锁（shared lock）

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

• 写锁（write lock），也叫排他锁（exclusive lock）

允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享锁和排他锁

//对读取的记录加共享锁
select ... lock in share mode;

//对读取的记录加独占锁
select ... for update;

【示例演示】

（1）行级读锁示例

session01??	?session02
begin;
select * from t_student where id = 2 lock in share mode;// 上读锁
	select * from t_student where id = 2; // 可以正常读取
update t_student set name = 3 where id =2; // 可以更新操作	?updatet_student set name = 5 where id =2; // 被阻塞
commit;
	update t_student set name = 5 where id =2;// 更新操作成功

（2）行级写锁示例

session01?	?session02
begin;
select * from t_student where id = 2 for update; // 上写锁
	select * from t_student? where id = 2; // 可以正常读取
update t_student set name = 3 where id =2; // 可以更新操作?	update t_student set name = 5 where id =2; // 被阻塞
rollback;
	update t_student set name = 5 where id =2; // 更新操作成功

【行级锁算法】

行级锁的类型主要有三类（或者说是三种行级锁的算法）：

• Record Lock，记录锁，也就是仅仅把一条记录锁上；
• Gap Lock，间隙锁，锁定一个范围，但是不包含记录本身；
• Next-Key Lock：Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身

2、?Record Lock（记录锁）

单个行记录上的锁。Record Lock总是会去锁住索引记录，如果InnoDB存储引擎表建立的时候没有设置任何一个索引，这时InnoDB存储引擎会使用隐式的主键来进行锁定

 select * from t_test where id = 1 for update;

上述就是对 t_test 表中主键 id 为 1 的这条记录加上 X 型的记录锁，这样其他事务就无法对这条记录进行修改了。

【注意】

id?列必须为唯一索引列或主键列，否则上述语句加的锁就会变成临键锁。

同时查询语句必须为精准匹配（=），不能为?>、<、like等，否则也会退化成临键锁

3、Gap Lock（间隙锁）

当我们用范围条件而不是等值条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做“间隙（GAP)”加锁，这种锁机制就是所谓的间隙锁。

SELECT * FROM table WHERE id BETWEN 1 AND 10 FOR UPDATE;

上述所有 id 在（1，10）区间内的记录行都会被锁住，所有id 为 2、3、4、5、6、7、8、9 的数据行的插入会被阻塞，但是 1 和 10 两条记录行并不会被锁住。

间隙锁用于解决并发访问的幻读问题。

4、Next-Key Lock（临键锁）

临键锁，是记录锁与间隙锁的组合，它的封锁范围，既包含索引记录，又包含索引区间。

每个数据行上的非唯一索引列上都会存在一把临键锁，当某个事务持有该数据行的临键锁时，会锁住一段左开右闭区间的数据。需要强调的一点是，InnoDB 中行级锁是基于索引实现的，临键锁只与非唯一索引列有关，在唯一索引列（包括主键列）上不存在临键锁。

InnoDB 在Repeatable Read隔离级别下，Next-key Lock 算法是默认的行记录锁定算法。

5、行级锁加锁规则（难点）

MySQL 行级锁的加锁规则。

【唯一索引等值查询】

• 当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「记录锁」。
• 当查询的记录是「不存在」的，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」。

【非唯一索引等值查询】

• 当查询的记录「存在」时，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，直到扫描到第一个不符合条件的二级索引记录就停止扫描，然后在扫描的过程中，对扫描到的二级索引记录加的是 next-key 锁，而对于第一个不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。同时，在符合查询条件的记录的主键索引上加记录锁。
• 当查询的记录「不存在」时，扫描到第一条不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。因为不存在满足查询条件的记录，所以不会对主键索引加锁。

非唯一索引和主键索引的范围查询的加锁规则不同之处在于：

• 唯一索引在满足一些条件的时候，索引的 next-key lock 退化为间隙锁或者记录锁。
• 非唯一索引范围查询，索引的 next-key lock 不会退化为间隙锁和记录锁。

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五、死锁

死锁指两个或者多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环的现象。

死锁产生的条件：

1. 互斥条件：一个资源每次只能被一个进程使用
2. 请求与保持条件：一个进程因请求资源而阻塞时，对已获得的资源保持不放
3. 不剥夺条件：进程已获得的资源，在没有使用完之前，不能强行剥夺
4. 循环等待条件：多个进程之间形成的一种互相循环等待的资源的关系

解决方法：

1. 查看死锁：show engine innodb status \G
2. 自动检测机制，超时自动回滚代价较小的事务（innodb_lock_wait_timeout 默认50s）
3. 人为解决，kill阻塞进程（show processlist）
4. wait for graph 等待图（主动检测）

六、总结

参考链接：

一张图彻底搞懂 MySQL 的锁机制 | MySQL 技术论坛

MySQL 有哪些锁？ | 小林coding

把MySQL中的各种锁及其原理都画出来 - 知乎