MySQL进阶-锁机制详解
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前言
全局锁
语法
表级锁
表锁
元数据锁
意向锁
行级锁
行锁
间隙锁&临键锁
总结
前言
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，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。
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。
其典型应用场景在于做全库逻辑备份时，对所有表进行锁定，从而保证数据的完整性。
A. 我们一起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。
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,但是库存数没减)。
产生问题的原因在于，备份tb_stock表后，又对表tb_stock进行了操作，而这个操作会影响其他表的数据，从而备份其他表时产生了数据不一致。
然而加上全局锁后，全部的表都变成了只读，其他DDL和DML变成了阻塞状态，就可以备份当前时间下的所有数据信息，从而保证了数据的完整性和一致性。
语法
1）加锁
flush tables with read lock;2) 数据备份
mysqldump -uroot –p1234 itcast > itcast.sql
3）释放锁
unlock tables;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。
当然这些问题InnoDB在设计时已经帮我们想好了。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 itcast > itcast.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）
共享读锁：表示全部连接只能对这个表进行读。
独占写锁：只有当前连接可以对这个表进行读写。
语法：
- 加锁：lock tables 表名... read/write。
- 释放锁：unlock tables / 客户端断开连接 。
A. 读锁
加入了共享读锁，所有线程都只能读不能写，因此是共享读。
B. 写锁
加入写锁，只有当前线程可读可写，因此是独占写。
元数据锁
meta data lock , 元数据锁，简写MDL。
主要作用：是维护表元数据的数据一致性，
在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作(这里是指控制对表结构的改变。)。为了避免DML与 DDL冲突，保证读写的正确性。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。
常见的SQL操作时，所添加的元数据锁
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)。
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;
【Share read 和Share write 是兼容的】
【共享锁和排他锁时不兼容的。】
意向锁
为了避免DML(增删改)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。
因此加入意向锁是对表锁检测行锁的改进。
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。
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;
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。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(可重复读)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
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
常见的SQL语句，在执行时，所加的行锁如下：
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，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;
B. select...lock in share mode，加共享锁，共享锁与共享锁之间兼容。
【说明两个事务可以都对一个数据进行select】
共享锁与排他锁之间互斥。
【说明一个事务在select xxx where id = 1时，另一个事务不能对该数据进行update】
- 客户端一获取的是id为1这行的共享锁，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。 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。
- 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。
D. 无索引行锁升级为表锁
- 在客户端一中，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？
- 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)。
客户端对未索引字段进行更新时行锁会升级为表锁，这会影响并发能力，应该避免。
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。
- 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-key lock 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。
我们稍后会解析这三条。
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。
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
此时我们更新一条不存在的记录，即给不存在的记录加锁时，我们可以发现右图加了一个间隙锁，锁住了3-8之间的记录，那么我们利用右图进行插入一条id = 7的记录，由于3-8都被锁住，因此在插入时会阻塞，直到左图事务提交。
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是，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)。
总结
锁
- 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。
- 表锁
- 元数据锁
- 意向锁
- 行级锁：每次操作锁住对应的行数据。
- 行锁
- 间隙锁
- 临键锁
其实在读文章时候，可以将上述锁分为简单分为共享锁（读锁）排他锁(写锁)，为什么要这样设计锁呢，因为是涉及事务，要满足事务的隔离性；两个事务之间是不能相互影响的。