mysql锁

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。

1.全局锁

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。

为了保证备份数据库时数据的一致性和完整性，备份数据库时需要加全局锁。

• 加全局锁flush tables with read lock ;
• 数据备份 mysqldump -uroot –p1234 itcast > itcast.sql
• 释放锁 unlock tables ;

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 testdb> testdb.sql

2.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。

主要分为以下三类：

• 表锁
• 元数据锁（meta data lock，MDL）
• 意向锁

2.1表锁

分类：

• 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 或者 客户端断开连接 。

客户端一对指定表加了读锁，不会影响其他客户端的读，但是会阻塞其他客户端的写。

客户端一对指定表加了写锁，会阻塞其他客户端的读和写。

2.2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，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)。

常见的SQL操作时，所添加的元数据锁：

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 共享读锁	与SHARED_READ、SHARED_WRITE兼容，与EXCLUSIVE互斥（阻塞元数据排他锁EXCLUSIVE）
insert 、update、delete、select ... for update	SHARED_WRITE 共享写锁	与SHARED_READ、SHARED_WRITE兼容，与EXCLUSIVE互斥（阻塞元数据排他锁EXCLUSIVE）
alter table ...	EXCLUSIVE	与其他的MDL都互斥

可以通过下面的SQL，来查看数据库中的元数据锁的加锁情况：

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

2.3意向锁

• 意向锁介绍：

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。

​ 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：

​ 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。

• 意向锁分类：

  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;

3.行级锁

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。

mysql四种隔离级别：

1. 读未提交READ UNCOMMITTED RU
2. 读提交 READ COMMITTED RC
3. 可重复读REPEATABLE READ RR (InnoDB默认级别)
4. 串行化SERIALIZABLE

分类：

• 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。

3.1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:

当前锁类型 \ 请求锁类型	S(共享锁)	X(排他锁)
S(共享锁)	兼容	冲突
X(排他锁)	冲突	冲突

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、select ...for update	排他锁	前三个自动加锁，最后一个需要在select语句后加for update
select ...	不加任何锁
select ... lock in share mode	共享锁	需要在select语句后加 lock in share mode

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。

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;

案例演示：

• A. 普通的select语句，执行时，不会加锁。

• B. select...lock in share mode，加共享锁，共享锁与共享锁之间兼容。

• C.共享锁与排他锁之间互斥。客户端一获取id为1这行的共享锁(begin开启事务，select * from tb_user where id=1)，客户端二是可以获取id为3这行的排它锁的（update tb_user set name ='aaa' where id=3），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，因为共享锁与排他锁之间互斥。

• D.排它锁与排他锁之间互斥.当客户端一，执行update语句，会为id为1的记录加排他锁； 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。

• E.无索引行锁升级为表锁.

  1. 在客户端一中，开启事务，并执行update语句，更新name(无索引)为Lily的数据(update tb_user set name='aaa' where name='Lily')，也就是id为19的记录 。
  2. 然后在客户端二中更新id为3的记录，却不能直接执行，会处于阻塞状态，为什么呢？
  3. 原因就是因为此时，客户端一根据name字段进行更新时，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)。
  4. 当对name字段建立索引后，再执行上述步骤，此时我们可以看到，客户端一，开启事务，然后依然是根据name进行更新。而客户端二，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。

3.2间隙锁&临键锁