MySQL之全局锁、表级锁、行级锁

痛定思痛。 2024-04-23 20:10 90阅读 0赞

#### 概述 ####

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。

*  分类

Mysql中的锁，按照锁的粒度分，可以分为以下3类：

1、全局锁：锁定数据库中的所有表。

2、表级锁：每次操作锁住整张表。

3、行级锁：每次操作锁住对应的行数据。

#### 全局锁 ####

介绍

全局锁就是对整个数据库实例加锁，加锁后的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。

典型的使用场景就是做全库的逻辑备份，对所有的表进行 行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。

为什么全库逻辑备份，就需要加全就锁呢？

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。

![73970f1d7ecb9553d29779b5f52794a9.png][]

*  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)。 那如何来规避这种问题呢? 此时就可以借助于MySQL的全局锁来解决。

B. 再来分析一下加了全局锁后的情况

![d9749cb1ae2ef29d354b0123815317bc.png][]

*  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。 那么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 .

![dacee27e43fdc5ed257394bda8f2b4b2.png][]

语法

1、加全局锁

flush tables with read lock;

2、数据备份

mysqldump -uroot -pxxx db_name -> xxx.sql;

3、释放锁

unlock tables;

存在的问题

数据库中加全局锁，是一个比较重的操作，存在的问题有：

*  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 -pxxx db_name -> xxx.sql;

#### 表级锁 ####

介绍

表级锁，每次执行操作时会锁住整张表。锁定粒度大，发生冲突的概率最高，并发度最低。 应用在MyISAM、 InnoDB、BDB等存储引擎中。

表级锁，主要分为3类：

*  表锁
 *  元数据锁（meta data lock，MDL）
 *  意向锁

表锁

对于表锁，又可以分为2类：

*  表共享读锁（read lock）
 *  表独占写锁（write lock）

语法：

1、加锁

lock tables 表名 ... read/write;

2、释放锁

unlock tables; / 客户端断开连接

特点

A. 读锁

![be985ffd9f8232d264c3ce3f41115609.png][]

左侧为客户端一，对指定表加了读锁，不会影响右侧客户端二的读，但是会阻塞右侧客户端的写。

测试:

![99780268cf135560d9e9db471ccf763a.png][]

B. 写锁

![c37d434bba488ebbb902c647ff6d2ebc.png][]

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:

![9aeee69658a2bbbd23f6ade4d86b95af.png][]

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。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，所添加的元数据锁如下：**

<table> 
 <tbody> 
 <tr> 
 <td> 对应SQL </td> 
 <td> 锁类型 </td> 
 <td> 说明 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> lock tables xxx read / write </td> 
 <td> SHARED_READ_ONLY / SHARED_NO_READ_WRITE </td> 
 <td></td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> select、select . . . lock in share mode </td> 
 <td> SHARED_READ </td> 
 <td> 与SHARED_READ、 SHARED_WRITE兼容，与 EXCLUSIVE互斥 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> insert 、update、 delete、select . . . for update </td> 
 <td> SHARED_WRITE </td> 
 <td> 与SHARED_READ、 SHARED_WRITE兼容，与 EXCLUSIVE互斥 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> alter table . . . </td> 
 <td> EXCLUSIVE </td> 
 <td> 与其他的MDL都互斥 </td> 
 </tr> 
 </tbody> 
</table>

**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。

![9dc73c815afbc7a16f8da97234910faa.png][]

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。

![333c8713c57ccd226ccc3c7ada0dc54f.png][]

我们可以通过下面的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 ;

我们在操作过程中，可以通过上述的SQL语句，来查看元数据锁的加锁情况。

![5d9e3de9552a50e9c4c7d6445b31babf.png][]

#### 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，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，会给涉及到的行加行锁。

![2703d255fffdd82c52e61dde1b0a8d6d.png][]

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。

![7abed72d47d0a882be6cc681081f9e4d.png][]

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。

![0a01c36b00d67b104247742dde43b2ad.png][]

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。

![480a9748bfe1c76fae02bb554a77d460.png][]

分类

对于意向锁，又可以分为2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;

**演示：**

A. 意向共享锁 与 表读锁是兼容的

![574b39f5c646e008d1d5e949cf807169.png][]

B. 意向排他锁 与 表读锁、写锁都是互斥的

![616c63e67789db53389464f26aad7e36.png][]

#### 行级锁 ####

介绍

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。

![2564a3c9baf449462b291217c6e4e371.png][]

*  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。

![2e97bcf414f782fb923efcb9e73a2609.png][]

*  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。

![a77581bf82703a2ba513936f16f3f53f.png][]

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:

![8ee08ab8e3661c83c3d4ab0894a9e31f.png][]

常见的SQL语句，在执行时，所加的行锁如下：

<table> 
 <tbody> 
 <tr> 
 <td> SQL </td> 
 <td> 行锁类型 </td> 
 <td> 说明 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> INSERT ... </td> 
 <td> 排他锁 </td> 
 <td> 自动加锁 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> UPDATE ... </td> 
 <td> 排他锁 </td> 
 <td> 自动加锁 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> DELETE ... </td> 
 <td> 排他锁 </td> 
 <td> 自动加锁 </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> SELECT（正常） </td> 
 <td> 不加任何锁 </td> 
 <td></td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> SELECT ... LOCK IN SHARE MODE </td> 
 <td> 共享锁 </td> 
 <td> 需要手动在SELECT之后加LOCK IN SHARE MODE </td> 
 </tr> 
 <tr> 
 <td> SELECT ... FOR UPDATE </td> 
 <td> 排他锁 </td> 
 <td> 需要手动在SELECT之后加FOR UPDATE </td> 
 </tr> 
 </tbody> 
</table>

**演示：**

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;

**示例演示**

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);
    # 演示行锁的时候，我们就通过上面这张表来演示一下。

A. 普通的select语句，执行时，不会加锁。

![883ca898279e9d72de8a24c58590c675.png][]

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

![a117d316a9bd6c599f4588f07d18ad8b.png][]

共享锁与排他锁之间互斥。

![c703916ac568def6aa1c22dff395daca.png][]

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，以为共享锁与排他锁之间互 斥。

C. 排它锁与排他锁之间互斥

![b006fcf5321513dfc2407b6079adebe6.png][]

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

stu表中数据如下:

![dee8b72419ebe71d8113c1974cf19374.png][]

我们在两个客户端中执行如下操作:

![78842c0b6f570e5b4d389722050a34c8.png][]

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)。

接下来，我们再针对name字段建立索引，索引建立之后，再次做一个测试：

![7998912076859f13db1fe19b34a76c6f.png][]

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，我们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 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 。

![504e9805efab3a651e41f94a15454494.png][]

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。

![4570f31a991aef6bc82a797148fdf28b.png][]

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时，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)。

#### 小结 ####

1、概述

*  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

2、全局锁

*  对整个数据库示例进行加锁，加锁后整个实例处于只读状态
 *  性能较差，数据逻辑备份时使用

3、表级锁

*  操作锁住整张表，锁定粒度大，发生锁冲突的概率高
 *  分为表锁、元数据锁、意向锁
 *  表锁：我们可以对整张表加对应的读锁、写锁，把整张表锁住。
 *  元数据锁：主要是为了避免我们执行DML语句和DDL语句的冲突问题。
 *  意向锁：主要是为了规避行锁和表锁它们之间在加锁时的冲突问题，避免表锁在加锁的时候逐行的去检查这张表的行锁情况。意向锁不用手动去加，INDODB引擎会自动加。

4、行级锁

*  操作锁住对应的行数据，锁定粒度最小，发生冲突的概率最低
 *  分为行锁、间隙锁、临键锁
 *  简单理解：临键锁就是行锁和间隙锁的组合。

> 注：本篇学习自B站黑马的Mysql进阶部分。

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