【MySQL进阶】锁

锁

概述

锁机制：数据库为了保证数据的一致性，在共享的资源被并发访问时变得安全有序所设计的一种规则
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。

语法

• 加全局锁

flush tables with read lock ;

• 释放锁

unlock tables ;	

特点

**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。即在事务执行过程中，可以读取一个一致性的数据库快照。在备份过程中，通过使用快照读取，可以读取备份时一致性的数据，而不受其他并发事务的影响。

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。注意MyISAM只支持表级锁。
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） ：对指定表加了读锁，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求。
• 表独占写锁（write lock）：对指定表加了写锁，会阻塞其他用户对同一表的读和写操作。

加锁命令：读锁：所有连接只能读取数据，不能修改。 写锁：其他连接不能查询和修改数据

-- 读锁
LOCK TABLE table_name READ;

-- 写锁
LOCK TABLE table_name WRITE;

• 解锁命令：客户断开连接也会解锁

-- 将当前会话所有的表进行解锁
UNLOCK TABLES;

### **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：

lock tables xxx read / write	SHARED_READ_ONLY / SHARED_NO_READ_WRITE
select 、 select … lock in share mode	SHARED_READ	与SHARED_READ、 SHARED_WRITE兼容，与 EXCLUSIVE互斥
insert 、update、 delete、select … for update	SHARED_WRITE	与SHARED_READ、 SHARED_WRITE兼容，与EXCLUSIVE互斥
alter table …	EXCLUSIVE	与其他的MDL都互斥

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

有了意向锁之后 :

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

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。

兼容性如下所示： S、X分别是行级共享锁和行级排他锁
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、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、

行锁

**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）：允许获取到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：

SQL	行锁类型
INSERT、UPDATE、DELETE	排他锁
SELECT…	不加锁
SELECT … LOCK IN SHARE MODE	共享锁
SELECT … FOR UPDATE	排它锁

特点
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。
  

间隙锁&临键锁

InnoDB 会对间隙（GAP）进行加锁，就是间隙锁 （RR 隔离级别下才有该锁）。间隙锁之间不存在冲突关系，多个事务可以同时对一个间隙加锁，但是间隙锁会阻止往这个间隙中插入一个记录的操作
InnoDB 加锁的基本单位是 next-key lock（临键锁），该锁是行锁和 gap lock 的组合（X or S 锁），但是加锁过程是分为间隙锁和行锁两段执行

• 临键锁可以保护当前记录和前面的间隙，遵循左开右闭原则，单纯的间隙锁是左开右开
• 假设有 10、11、13，那么可能的临键锁包括：(负无穷,10]、(10,11]、(11,13]、(13,正无穷)

几种索引的加锁情况：

• 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。

间隙锁优点：RR 级别下间隙锁可以解决事务的一部分的幻读问题，通过对间隙加锁，可以防止读取过程中数据条目发生变化。一部分的意思是不会对全部间隙加锁，只能加锁一部分的间隙
间隙锁危害：

• 当锁定一个范围的键值后，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据，在某些场景下这可能会对性能造成很大的危害，影响并发度
• 事务 A B 同时锁住一个间隙后，A 往当前间隙插入数据时会被 B 的间隙锁阻塞，B 也执行插入间隙数据的操作时就会产生死锁

当涉及到索引上的不同类型的查询时，以下是一些具体的例子，展示了在不同情况下锁住的范围：

举例说明

1. 索引上的等值查询（唯一索引）：

   假设有一个表users，有一个唯一索引id，用于存储用户的ID。通过以下查询示例加锁：

   SELECT * FROM users WHERE id = 100 FOR UPDATE;

如果ID为100的记录存在，InnoDB会使用行级锁来锁定该行记录。如果ID为100的记录不存在，此时InnoDB会优化为间隙锁。对于该示例，间隙锁会锁住在ID为99和ID为101之间的间隙，以防止其他事务在该范围内插入数据。

2. 索引上的等值查询（非唯一普通索引）：

   假设有一个表orders，有一个普通索引customer_id，用于存储订单的顾客ID。通过以下查询示例加锁：

 SELECT * FROM orders WHERE customer_id = 200 FOR UPDATE;

如果有多个订单关联到顾客ID为200，InnoDB会使用行级锁来锁定这些相关订单的行记录。这里的锁的范围是所有满足查询条件的行记录。

3. 索引上的范围查询（唯一索引）：

   假设有一个表products，有一个唯一索引product_id，用于存储产品的ID。通过以下查询示例加锁：

   SELECT * FROM products WHERE product_id BETWEEN 100 AND 200 FOR UPDATE

InnoDB会遍历并锁定在ID为100到ID为200的记录范围内的行记录。这个范围包括ID为100和ID为200的行记录。对于这个示例，锁的范围是一个范围区间。

面试

了解数据库的锁吗？

锁是数据库系统区别于文件系统的一个关键特性，锁机制用于管理对共享资源的并发访问。下面我们以
MySQL数据库的InnoDB引擎为例，来说明锁的一些特点。
锁的类型：
InnoDB存储引擎实现了如下两种标准的行级锁：

• 共享锁（S Lock），允许事务读一行数据。
• 排他锁（X Lock），允许事务删除或更新一行数据。

如果一个事务T1已经获得了行r的共享锁，那么另外的事务T2可以立即获得行r的共享锁，因为读取并没有改变行r的数据，称这种情况为锁兼容。但若有其他的事务T3想获得行r的排他锁，则其必须等待事务 T1、T2释放行r上的共享锁，这种情况称为锁不兼容。下图显示了共享锁和排他锁的兼容性，可以发现X 锁与任何的锁都不兼容，而S锁仅和S锁兼容。需要特别注意的是，S和X锁都是行锁，兼容是指对同一记录（row）锁的兼容性情况。

锁的粒度：
InnoDB存储引擎支持多粒度锁定，这种锁定允许事务在行级上的锁和表级上的锁同时存在。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。

由于InnoDB存储引擎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。


锁的算法：
InnoDB存储引擎有3种行锁的算法，其分别是： Record Lock：单个行记录上的锁。
Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身。
Next-Key Lock∶Gap Lock+Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身。

Record Lock总是会去锁住索引记录，如果InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时InnoDB存储引擎会使用隐式的主键来进行锁定。Next-Key Lock是结合了Gap Lock和Record Lock的一种锁定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB对于行的查询都是采用这种锁定算法。采用Next-Key Lock的锁定技术称为Next-Key Locking，其设计的目的是为了解决Phantom Problem（幻 读）。而利用这种锁定技术，锁定的不是单个值，而是一个范围，是谓词锁（predict lock）的一种改进。
关于死锁：
死锁是指两个或两个以上的事务在执行过程中，因争夺锁资源而造成的一种互相等待的现象。若无外力 作用，事务都将无法推进下去。
解决死锁问题最简单的一种方法是超时，即当两个事务互相等待时，当一个等待时间超过设置的某一阈 值时，其中一个事务进行回滚，另一个等待的事务就能继续进行。
除了超时机制，当前数据库还都普遍采用wait-for graph（等待图）的方式来进行死锁检测。较之超时的解决方案，这是一种更为主动的死锁检测方式。InnoDB存储引擎也采用的这种方式。wait-for graph 要求数据库保存以下两种信息：
锁的信息链表； 事务等待链表；
通过上述链表可以构造出一张图，而在这个图中若存在回路，就代表存在死锁，因此资源间相互发生等 待。这是一种较为主动的死锁检测机制，在每个事务请求锁并发生等待时都会判断是否存在回路，若存 在则有死锁，通常来说InnoDB存储引擎选择回滚undo量最小的事务。
锁的升级：
锁升级（Lock Escalation）是指将当前锁的粒度降低。举例来说，数据库可以把一个表的1000个行锁升级为一个页锁，或者将页锁升级为表锁。
InnoDB存储引擎不存在锁升级的问题。因为其不是根据每个记录来产生行锁的，相反，其根据每个事 务访问的每个页对锁进行管理的，采用的是位图的方式。因此不管一个事务锁住页中一个记录还是多个 记录，其开销通常都是一致的。

介绍一下间隙锁

InnoDB存储引擎有3种行锁的算法，间隙锁（Gap Lock）是其中之一。间隙锁用于锁定一个范围，但不包含记录本身。它的作用是为了阻止多个事务将记录插入到同一范围内，而这会导致幻读问题的产 生。

InnoDB中行级锁是怎么实现的？

InnoDB行级锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的。只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行 级锁，否则，InnoDB将使用表锁。
当表中锁定其中的某几行时，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行。另外，不论使用主键索 引、唯一索引还是普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。

数据库在什么情况下会发生死锁？

死锁是指两个或两个以上的事务在执行过程中，因争夺锁资源而造成的一种互相等待的现象。若无外力 作用，事务都将无法推进下去。下图演示了死锁的一种经典的情况，即A等待B、B等待A，这种死锁问 题被称为AB-BA死锁。

说说数据库死锁的解决办法

解决死锁问题最简单的一种方法是超时，即当两个事务互相等待时，当一个等待时间超过设置的某一阈值时，其中一个事务进行回滚，另一个等待的事务就能继续进行。
除了超时机制，当前数据库还都普遍采用wait-for graph（等待图）的方式来进行死锁检测。较之超时的解决方案，这是一种更为主动的死锁检测方式。InnoDB存储引擎也采用的这种方式。wait-for graph 要求数据库保存以下两种信息：

• 锁的信息链表；
• 事务等待链表；

通过上述链表可以构造出一张图，而在这个图中若存在回路，就代表存在死锁，因此资源间相互发生等 待。这是一种较为主动的死锁检测机制，在每个事务请求锁并发生等待时都会判断是否存在回路，若存在则有死锁，通常来说InnoDB存储引擎选择回滚undo量最小的事务。