MySQL(五)锁

计算机用锁来协调多个进程或线程并发访问某一资源。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、有效性以及锁冲突，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

全局锁就是对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例处于只读状态，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。典型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。

A. 假如全库数据备份不加全局锁，可能存在的问题。
假设在数据库中有 tb_stock 库存表，tb_order 订单表，tb_orderlog 订单日志表。

在进行数据备份时候，先备份了tb_stock库存表，然后又执行了下单操作，扣减库存，生成订单（更新tb_stock表，插入tb_order表）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。这样备份出来的数据，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)，需要借助MySQL的全局锁来解决。

B. 加全局锁后的情况

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。

加全局锁

flush tables with read lock ;

数据备份

mysqldump -hip -uroot –p123456 itcast > itcast.sql

释放锁

unlock tables ;

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。

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 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）

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

左侧为客户端一，对指定表加了读锁，客户端一不可修改表，不影响右侧客户端二的读，但是会阻塞右侧客户端的写。

测试:
客户端A加读锁：

客户端A查询数据：√

客户端A修改数据：不可以修改；释放锁

客户端B查询数据：√
k客户端修改数据：被阻塞，请求A释放锁后修改成功

B. 写锁

左侧为客户端一，对指定表加了写锁，会阻塞右侧客户端的读和写。

测试:
客户端A加写锁：客户端A可以修改，可以查询

客户端B查询数据：被阻塞，客户端A释放锁后查询成功

客户端B修改数据：被阻塞，客户端A释放锁后修改成功

结论: 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。

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。(元数据可以简单理解为就是一张表的表结构，在某一张表涉及到未提交的事务时，是不能修改这张表的表结构的。)元数据锁是防止改变表数据的时候改变表结构。

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)。

常见的SQL操作时，所添加的元数据锁：

演示： 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语句时，添加的是元数据共享锁（SHARED_READ），会阻塞元数据排他锁（EXCLUSIVE），之间是互斥的。

通过以下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 ;

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。

假如没有意向锁，客户端一对表加了行锁后，客户端二给表加表锁如下：

首先客户端一，开启一个事务，根据主键id=3进行修改数据，这时会自动给这行加上行锁。

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(兼容可加，不兼容等待)，不用逐行判断行锁情况。

分类：

• 意向共享锁(IS): 由语句select … lock in share mode添加，事务在给一行记录加共享锁前，必须先取得该表的IS锁，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，事务在给一行记录加排他锁前，必须先取得该表的IX锁，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。

• 在加行锁之前，由InnoDB存储引擎自动加上表的IS或IX锁，我们无法手动获取IS或IX锁
• 意向锁之间都兼容，不会产生冲突
• 意向锁存在的意义是为了更高效的获取表锁（表格中的X、S、IX、IS指的是表锁，不是行锁）
• 意向锁是表级锁，协调表锁和行锁的共存关系，主要目的是显示事务正在锁定某行或者试图锁定某行。

通过以下SQL，查看意向锁及行锁的加锁情况：

select object_schema(库),object_name(表),index_name(索引名称),lock_type(锁范围),lock_mode(锁类型),lock_data(被加锁数据/索引项) from performance_schema.data_locks;

演示：
A. 意向共享锁与表读锁是兼容的

执行select id=1语句之后，会为id=1(recored代表行锁)添加行锁(共享锁)，为表添加IS(意向共享锁)

select * from score where id =1 lock in share mode;

加读锁成功

加写锁阻塞

B. 意向排他锁与表读锁、写锁都是互斥的

执行update id=1语句之后，会为id=1(recored添加行锁(排他锁)，为表添加IX(意向排他锁)

update score set math = 66 where id =1;

加读锁阻塞

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）： 锁定单行记录，防止其他事务对此行进行update和delete。在RC(Read Commit)、RR隔离(reaptablt read)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(reaptablt read)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(reaptablt read)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(零件)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。

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);

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;

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。
REC_NOT_GAP 代表没有间隙

两个客户端都添加共享锁，可以兼容

共享锁和排他锁 不可兼容

客户端一获取id为1这行的共享锁，客户端二获取id为3这行的排它锁的，因为不是同一行数据，不阻塞可以获取。 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。

C. 排它锁与排他锁之间互斥
当客户端一执行update语句更新id为1的数据，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，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
stu表中数据如下:

在客户端一中，开启事务，并执行update语句更新name为Lily的数据 。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，因为此时客户端一根据name字段进行更新，name字段没有索引，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)。

针对name字段建立索引，索引建立之后，再次做一个测试：

客户端一：开启事务依然是根据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。 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。

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 (临键)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。

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。

示例演示
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 。
客户端A开启事务，修改id=5的记录，id=5的记录并不存在，此时会给3-8添加间隙锁，如果客户端B添加id=7的数据就会被阻塞，等事务提交之后客户端B的添加操作成功。

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。

InnoDB的B+树索引，叶子节点是有序的双向链表。 假如根据这个二级索引查询值为18的数据，并加上共享锁，是只锁定18这一行就可以了吗？ 并不是，因为是非唯一索引，在18之前和之后都可能插入值为18的数据，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，不为18的值）。此时会对18加临键锁，并对29之前的间隙加锁。

表数据如下所示：

age字段添加普通索引，等值查询age=3时添加意向锁，查询InnoDB引擎加锁情况：
13，3：根据age索引，在id=3的这条记录之前的间隙锁住
3：在主键索引上，锁住了id=3的这行记录
18，8：根据age索引，在id=8的这条记录之前的间隙锁住
也就是给id=3这行记录加上行锁，给age=13之前和之后的间隙锁上，避免其他事务在13-18中再添加一条记录出现幻读。

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)。也就是锁住了19到正无穷的全部数据。

总结

锁是为了在并发访问时，解决数据访问的一致性，有效性问题。
分为：全局锁，表级锁，行级锁

• 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：锁住整张表，锁定粒度大，发送锁冲突的概率高 分为：表锁，元数据锁，意向锁
• 行级锁：锁住对应的操作的行数据，锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，分为行锁，间隙锁，临建锁