MySQL 全局锁和表锁

Dear 丶 2022-03-15 12:35 291阅读 0赞

### 前言 ###

今天讨论的是 MySQL 的锁，数据库锁设计的初衷是处理并发问题，作为多用户共享的资源，当出现并发访问的时候，数据库需要合理地控制资源的访问规则，而锁就是用来实现这些访问规则的重要数据结构。

**根据加锁的范围，MySQL 里面的锁大致可以分为全局锁、表级锁和行锁三类。**今天这篇文章，作者会介绍全局锁和表级锁，而关于行锁的内容，会在下一篇文章中详细介绍。

锁的设计比较复杂，文章不会涉及锁的具体实现细节，主要介绍的是碰到锁时的现象及背后的原理。

### 全局锁 ###

顾名思义，全局锁就是对整个数据库实施加锁。MySQL 提供了一个加全局读锁的方法，命令是 **Flush tables with lock (FTWRL)**。当你需要让整个库处于只读状态的时候，可以使用这个命令，之后其他线程的以下语句会被阻塞：数据更新语句（数据的增删改）、数据定义语句（建表、修改表结构等）和更新类事务的提交语句。

**全局锁的典型使用场景是，做全库逻辑备份。**也就是把整库每个表都 select 出来存成文本。

以前有一种做法，是通过 FTWRL 确保不会有其他线程对数据库做更新，然后对整个库做备份。注意，在备份过程中整个库完全处于只读状态。

但是让整库都只读，听上去很危险：

*  如果你在主库上备份，那么在备份期间都不能执行更新，业务基本上就得停摆；
 *  如果你在从库上备份，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。

看来加全局锁不太好，但是细想一下，备份为什么要加锁呢？我们来看一下不加锁会有什么问题。

假设你现在要维护购买系统，关注的是用户账户余额和用户所买的课程表。

现在发起一个逻辑备份。假设备份期间，有一个用户，买了一门课程，业务逻辑里就要扣掉他的余额，然后往订单里面加一条数据,。如果时间顺序上是先备份账户余额表（u\_account），然后用户购买，然后备份用户课程表（u\_course），会怎么样呢？可以看一下这个图：

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3hjeTExOTMwNjg2Mzk_size_16_color_FFFFFF_t_70][]

业务和备份状态图

可以看到，这个备份结果是，用户 A 的数据状态 “ 账户余额没扣，但是用户课程表里面已经多了一门课 ”，如果后面用这个备份来恢复数据的话，用户 A 就发现，自己赚了。

作为用户可别觉得这样可真好啊，你可以试想一下：如果备份表的顺序反过来，先备份用户课程表在备份账户余额表，有可能会出现什么结果？

也就是说，不加锁的话，备份系统备份的得到的库不是一个逻辑时间点，这个视图是逻辑不一致的。

说到视图你肯定想起来了，我们在前面讲事务隔离的时候，其实是有一个方法能够拿到一致性视图的，对吧？

是的，就是在可重复读隔离级别下开启一个事务。（备注：如果对事务隔离级别概念不是很清晰的话，可以回顾之前的文章：[MySQL事务隔离级别详解][MySQL]）。

官方自带的逻辑备份工具是 mysqldump，当 mysqldump 使用参数 -single -transaction 的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。而由于 MVCC 的支持，这个过程中数据是可以正常更新的。

你一定在疑惑，有了这个功能，为什么还需要 FTWRL 呢？**一致性读是好，但前提是引擎要支持这个隔离级别**，比如，对于 MyISAM 这种不支持事务的引擎，如果备份过程中有更新，总是只能取到最新的数据，那么就破坏了备份的一致性。这时，我们就需要使用 FTWRL 命令了。

所以， **single-transaction 方法只适用于所有的表使用事务引擎的库**。如果有的表使用了不支持事务的引擎，那么备份就只能通过 FTWRL 方法，这往往是 DBA 要求业务开发人员使用 InnoDB 替代 MyISAM 的原因之一。

读者也许会问，**既然要全库只读，为什么不使用 set global readonly = true 的方式呢**？确实 readonly 方式也可以让全库进入只读状态，但作者还是会建议你用 FTWRL 方式，主要有两个原因：

*  在有些系统中， readonly 的值会被用来做其他逻辑，比如用来判断一个库是主库还是备库，因此，修改 global 变量的方式影响面更大，作者不建议使用。
 *  在异常处理机制上有差异，如果执行 FTWRL 命令之后由于客户端发生异常断开，那么 MySQL 会自动释放这个全局锁，整个库回到可以正常更新的状态，而将整个库设置为 readonly 之后，如果客户端发生异常，则数据库就会一直保持 readonly 状态，这样会导致整个库长时间处于不可写状态，风险较高。

业务的更新不只是增删改数据，还有可能是加字段等修改表结构的操作，不论是哪种方法，一个库被全局锁上以后，你要对里面任何一个表做加字段操作，都会被锁住的。

但是，即使没有被全局锁住，加字段也不是就能一帆风顺的，因为会碰到接下来介绍的表级锁。

### 表级锁 ###

MySQL 里面表级别的锁有两种：一种是表锁，一种就是元数据锁（meta data lock，MDL）。

**表锁的语法是 lock tables ... read/write**。与 FTWRL 类似，可以用 unlock tables 主动释放锁，也可以在客户端断开的时候自动释放，需要注意，lock tables 语法除了会限制别的线程读写外，也限定了本线程接下来的操作对象。

举个例子，如果在某个线程 A 中执行 lock tables t1 read, t2 write ; 这个语句，则其他线程写 t1 、读写 t2 的语句都会被阻塞。同时，线程 A 在执行 unlock tables 之前，也只能执行读 t1、读写 t2 的操作。连写 t1 都不允许，自然也不能访问其他表。

在还没有出现更细粒度的锁的时候，表锁时最常用的处理并发的方式。而对于 InnoDB 这种支持行锁的引擎，一般不使用 lock tables 命令来控制并发，毕竟锁住整个表的影响面还是太大。

**另一类表级的锁是 MDL（metadata lock）**，MDL 不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。 MDL 的作用是，保证读写的正确性。你可以想象一下，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，删了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。

因此，在 MySQL 5.5 版本中引入了 MDL ，当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。

*  读锁之间不排斥，因此你可以有多个线程同时对一张表增删改查。
 *  读写锁之间、写锁之间是互斥的，用来保证变更表结构操作的安全性。因此，如果有两个线程要同时给一个表加字段，其中一个要等另一个执行完才能开始执行。

虽然 MDL 锁是系统默认会加的，但却是你不能忽略的一个机制，比如下面这个例子，作者经常看到有人掉到这个坑里：给一个小表加个字段，导致整个库挂了。

你肯定知道，给一个表加字段，或者修改字段，或者加索引，需要扫描全表的数据。在对大表操作的时候，你肯定会特别小心，以免对线上服务造成影响。而实际上，即使是小表，操作不慎也会出问题。我们来看一下下面的操作序列，假设表 t 是一个小表。（备注：这里的实验环境是 MySQL 5.6）。

![watermark_type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk_shadow_10_text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L3hjeTExOTMwNjg2Mzk_size_16_color_FFFFFF_t_70 1][]

我们可以看到 session A 先启动，这时候会对表 t 加一个 MDL 读锁。由于 session B 需要的也是 MDL 读锁，因此可以正常执行。

之后 session C 会被 blocked，是因为 session A 的 MDL 读锁还没有释放，而 session C 需要 MDL 写锁，因此只能被阻塞。

如果只有 session C 自己被阻塞还没有关系，但是之后所有要在表 t 上新申请 MDL 读锁的请求也会被 session C 阻塞。前面我们说了，所有对表的增删改查操作都需要先申请 MDL 读锁，就都被锁住，等于这个表现在完全不可读写了。

如果某个表上的查询语句频繁，而且客户端有重试机制，也就是说超时后会再起一个新 session 再请求的话，这个库的线程很快就会爆满。

你现在应该知道了，事务中的 MDL 锁，在语句执行开始时申请，但是语句结束后并不会马上释放，而会等到整个事务提交后再释放。

基于上面的分析，我们来讨论一个问题，**如何安全地给小表加字段**？

首先我们要解决长事务，事务不提交，就会一直占着 MDL 锁。在 MySQL 的 infomation\_schema 库的 innodb\_trx 表中，你可以查到当前执行中的事务。如果你要做 DDL 变更的表刚好有长事务在执行，要考虑先暂停 DDL ，或者 kill 掉这个长事务。

但考虑一下这个场景。如果你要变更的表是一个热点表，虽然数据量不大，但是上面的请求很频繁，而你不得不加个字段，你该怎么做呢？

这时候 kill 可能未必管用，因为新的请求马上就来了。比较理想的机制是，在 alter table 语句里面设定等待时间，如果在这个指定的等待时间里面能够拿到 MDL 写锁最好，拿不到也不要阻塞后面的业务语句，先放弃。之后开发人员或者 DBA 再通过重试命令重复这个过程。

MariaDB 已经合并了 AliSQL 的这个功能，所以这两个开源分支目前都支持 DDl NOWAIT/WAIT n 这个语法。

ALTER TABLE tbl_name NOWAIT add column ...
    ALTER TABLE tbl_name WAIT N add column ...

### 小结 ###

今天，作者介绍了 MySQL 的全局锁和表级锁。

全局锁主要用在逻辑备份过程中，对于全部是 InnoDB 引擎的库，作者建议选择使用 -single-transaction 参数，对应用会更友好。

表锁一般是在数据库引擎不支持行锁的时候才会被用到的。如果你发现你的应用程序里有 lock tables 这样的语句。你需要追查一下，比较可能的情况是：

*  要么是你的系统现在还在用 MyISAM 这类不支持事务的引擎，那要安排升级换引擎。
 *  要么是你的引擎升级了，但是代码还没有升级。作者见过这样的情况，最后业务开发就是把 lock tables 和 unlock tables 改成 begin 和 commit，问题就解决了。

MDL 会直到事务提交才释放，在做表结构变更的时候，你一定要小心不要导致锁住线上查询和更新。

最后，作者在这里留一个问题，备份一般都会在备库上执行，你在用 -single-transaction 方法做逻辑备份的过程中，如果主库上的一个小表做了个 DDL，比如给一个表加上了一列。这时候，从备库上会看到什么现象呢？

### 上一篇问题答案 ###

上篇的问题是关于对联合主键索引和 InnoDB 索引组织表的理解。

作者直接贴评论区中的回复略作修改如下（修改的部分用橙色标出）：

表记录

\--a--|--b--|--c--|--d--

1       2       3       d  
1       3       2       d  
1       4       3       d  
2       1       3       d  
2       2       2       d  
2       3       4       d  
主键 a，b 的聚簇索引组织顺序相当于 order by a,b ，也就是先按 a 排序，再按 b 排序，c 无序。

索引 ca 的组织是先按 c 排序，再按 a 排序，同时记录主键  
–c--|–a--|–主键部分 b \-- （注意，这里不是 ab，而是只有 b）  
2       1       3  
2       2       2  
3       1       2  
3       1       4  
3       2       1  
4       2       3  
这个跟索引 c 的数据是一模一样的。

索引 cb 的组织是先按 c 排序，在按 b 排序，同时记录主键  
–c--|–b--|–主键部分 a \-- （同上）  
2       2       2  
2       3       1  
3       1       2  
3       2       1  
3       4       1  
4       3       2

所以，结论是 ca 可以去掉， cb 需要保留。

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[MySQL]: https://blog.csdn.net/xcy1193068639/article/details/85058641
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