MySQL從入門到精通(九) MySQL鎖，各種鎖

鎖是計算機協(xié)調(diào)多個進程或線程并發(fā)訪問某一資源的機制，在數(shù)據(jù)庫中，除傳統(tǒng)的計算資源（CPU、RAM、I/O）爭用外，數(shù)據(jù)也是一種供許多用戶共享的資源，如何保證數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的一致性，有效性是所有數(shù)據(jù)庫必須解決的一個問題，鎖沖突也是影響數(shù)據(jù)庫并發(fā)訪問性能的一個重要因素，從這個角度來說，鎖對數(shù)據(jù)庫而言是尤其重要，也更加復雜。MySQL中的鎖，按照鎖的粒度分為:1、全局鎖，就鎖定數(shù)據(jù)庫中的所有表。2、表級鎖，每次操作鎖住整張表。3、行級鎖，每次操作鎖住對應的行數(shù)據(jù)。

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全局鎖就是對整個數(shù)據(jù)庫實例加鎖，加鎖后整個實例就處于只讀狀態(tài)，后續(xù)的DML的寫語句，DDL語句，已經(jīng)更新操作的事務提交語句都將阻塞。其典型的使用場景就是做全庫的邏輯備份，對所有的表進行鎖定，從而獲取一致性視圖，保證數(shù)據(jù)的完整性。但是對數(shù)據(jù)庫加全局鎖是有弊端的，如在主庫上備份，那么在備份期間都不能執(zhí)行更新，業(yè)務會受影響，第二如果是在從庫上備份，那么在備份期間從庫不能執(zhí)行主庫同步過來的二進制日志，會導致主從延遲。

解決辦法是在innodb引擎中，備份時加上--single-transaction參數(shù)來完成不加鎖的一致性數(shù)據(jù)備份。

添加全局鎖: flush tables with read lock; 解鎖 unlock tables。

表級鎖,每次操作會鎖住整張表.鎖定粒度大,發(fā)送鎖沖突的概率最高,并發(fā)讀最低,應用在myisam、innodb、BOB等存儲引擎中。表級鎖分為: 表鎖、元數(shù)據(jù)鎖(meta data lock, MDL)和意向鎖。

表鎖又分為: 表共享讀鎖 read lock、表獨占寫鎖write lock

語法: 1、加鎖 lock tables 表名 ... read/write

2、釋放鎖 unlock tables 或者關閉客戶端連接

注意: 讀鎖不會阻塞其它客戶端的讀，但是會阻塞其它客戶端的寫，寫鎖既會阻塞其它客戶端的讀，又會阻塞其它客戶端的寫。大家可以拿一張表來測試看看。

元數(shù)據(jù)鎖,在加鎖過程中是系統(tǒng)自動控制的，無需顯示使用，在訪問一張表的時候會自動加上，MDL鎖主要作用是維護表元數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)一致性，在表上有活動事務的時候，不可以對元數(shù)據(jù)進行寫入操作。為了避免DML和DDL沖突，保證讀寫的正確性。

在MySQL5.5中引入了MDL，當對一張表進行增刪改查的時候，加MDL讀鎖(共享)；當對表結構進行變更操作時，加MDL寫鎖(排他).

查看元數(shù)據(jù)鎖:

select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema_metadata_locks;

意向鎖，為了避免DML在執(zhí)行時，加的行鎖與表鎖的沖突，在innodb中引入了意向鎖，使得表鎖不用檢查每行數(shù)據(jù)是否加鎖，使用意向鎖來減少表鎖的檢查。意向鎖分為,意向共享鎖is由語句select ... lock in share mode添加。意向排他鎖ix,由insert，update，delete，select。。。for update 添加。

select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_lock;

行級鎖，每次操作鎖住對應的行數(shù)據(jù)，鎖定粒度最小，發(fā)生鎖沖突的概率最高，并發(fā)讀最高，應用在innodb存儲引擎中。

innodb的數(shù)據(jù)是基于索引組織的，行鎖是通過對索引上的索引項加鎖來實現(xiàn)的，而不是對記錄加的鎖，對于行級鎖，主要分為以下三類:

1、行鎖或者叫record lock記錄鎖，鎖定單個行記錄的鎖，防止其他事物對次行進行update和delete操作，在RC,RR隔離級別下都支持。

2、間隙鎖Gap lock,鎖定索引記錄間隙(不含該記錄)，確保索引記錄間隙不變，防止其他事物在這個間隙進行insert操作，產(chǎn)生幻讀，在RR隔離級別下都支持。

3、臨鍵鎖Next-key-lock,行鎖和間隙鎖組合，同時鎖住數(shù)據(jù)，并鎖住數(shù)據(jù)前面的間隙Gap,在RR隔離級別下支持。

innodb實現(xiàn)了以下兩種類型的行鎖

1、共享鎖 S: 允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同數(shù)據(jù)集的排他鎖。

2、排他鎖 X: 允許獲取排他鎖的事務更新數(shù)據(jù)，阻止其他事務獲得相同數(shù)據(jù)集的共享鎖和排他鎖。

insert 語句 排他鎖 自動添加的

update語句 排他鎖 自動添加

delete 語句 排他鎖 自動添加

select 正常查詢語句 不加鎖 。。。

select 。。。lock in share mode 共享鎖 需要手動在select 之后加lock in share mode

select 。。。for update 排他鎖 需要手動在select之后添加for update

默認情況下，innodb在repeatable read事務隔離級別運行，innodb使用next-key鎖進行搜索和索引掃描，以防止幻讀。

間隙鎖唯一目的是防止其它事務插入間隙，間隙鎖可以共存，一個事務采用的間隙鎖不會阻止另一個事務在同一間隙上采用的間隙鎖。

mysql數(shù)據(jù)庫鎖MDL鎖的解釋

在我們系統(tǒng)中有一張表它的查詢概率非常高。 最近有個需求，需要對這個表增加一個字段 ，然而在增加字段的時候發(fā)現(xiàn)系統(tǒng)中有多個業(yè)務出現(xiàn)了超時操作，那么這個是什么原因?qū)е碌哪?？?jīng)過查閱資料發(fā)現(xiàn)是數(shù)據(jù)庫的 MDL鎖+事務導致 的。

MDL鎖屬于表級別的元數(shù)據(jù)鎖。 表級別鎖分為數(shù)據(jù)鎖和元數(shù)據(jù)鎖，通常我們說的加鎖一般指的是加的數(shù)據(jù)鎖。跟數(shù)據(jù)鎖一樣，元數(shù)據(jù)鎖也分讀鎖和讀寫鎖。

MDL不需要顯示使用，在進行表操作時會自動加上 。當對表進行增刪改查時，會自動加上MDL讀鎖；當要對表進行加減字段的結構修改時，會自動加上MDL寫鎖。

MDL鎖的存在，其實是為了保證數(shù)據(jù)的一致性。 想象一下，假如沒有MDL鎖，一個查詢在遍歷表數(shù)據(jù)的過程中，另外一個線程執(zhí)行了ALTER TABLE t DELETE COLUMN 'col_1'把col_1這一列刪掉了，那查詢結果就亂了，結果中是否應該有這一列數(shù)據(jù)？

：表示正常往下執(zhí)行

：表示卡住了，即無法往下執(zhí)行。

解釋：

步驟 1 2 正常執(zhí)行。執(zhí)行步驟2 時，會申請表customer的MDL的 SHARED_READ 鎖。

步驟3 會卡住， 因為此時會申請表customer的MDL的EXCLUSIVE鎖，但是事物一的事物沒有提交，此時是無法申請到EXCLUSIVE鎖，因為它們是互斥的。

步驟4 也會卡住，因為EXCLUSIVE鎖和SHARE_READ鎖是互斥的， 且EXCLUSIVE鎖的優(yōu)先級更高 ，所以步驟4 也會卡住。

步驟5 事物提交，釋放表的SHARE_READ鎖，之后就可以執(zhí)行6 和7 的操作了。

如果先執(zhí)行事務二，在執(zhí)行事務三，則是可以成功的，因為alter數(shù)據(jù)ddl語句，和事物無關。

因此在我們開發(fā)的過程中，需要避免大的事務操作，防止占有鎖的時間過長。

mysql讀數(shù)據(jù)時怎么加寫鎖

加鎖情況與死鎖原因分析

為方便大家復現(xiàn)，完整表結構和數(shù)據(jù)如下：

CREATE TABLE `t3` (

`c1` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,

`c2` int(11) DEFAULT NULL,

PRIMARY KEY (`c1`),

UNIQUE KEY `c2` (`c2`)

) ENGINE=InnoDB

insert into t3 values(1,1),(15,15),(20,20);

在 session1 執(zhí)行 commit 的瞬間，我們會看到 session2、session3 的其中一個報死鎖。這個死鎖是這樣產(chǎn)生的：

1.?session1 執(zhí)行 delete ?會在唯一索引 c2 的 c2 = 15 這一記錄上加 X lock（也就是在MySQL 內(nèi)部觀測到的：X Lock but not gap）；

2.?session2 和 session3 在執(zhí)行 insert 的時候，由于唯一約束檢測發(fā)生唯一沖突，會加 S Next-Key Lock，即對 (1,15] 這個區(qū)間加鎖包括間隙，并且被 seesion1 的 X Lock 阻塞，進入等待；

3.?session1 在執(zhí)行 commit 后，會釋放 X Lock，session2 和 session3 都獲得 S Next-Key Lock；

4.?session2 和 session3 繼續(xù)執(zhí)行插入操作，這個時候 INSERT INTENTION LOCK（插入意向鎖）出現(xiàn)了，并且由于插入意向鎖會被 gap 鎖阻塞，所以 session2 和 session3 互相等待，造成死鎖。

死鎖日志如下：

請點擊輸入圖片描述

INSERT INTENTION LOCK

在之前的死鎖分析第四點，如果不分析插入意向鎖，也是會造成死鎖的，因為插入最終還是要對記錄加 X Lock 的，session2 和 session3 還是會互相阻塞互相等待。

但是插入意向鎖是客觀存在的，我們可以在官方手冊中查到，不可忽略：

Prior to inserting the row, a type of gap lock called an insert intention gap lock is set. This lock signals the intent to insert in such a way that multiple transactions inserting into the same index gap need not wait for each other if they are not inserting at the same position within the gap.

插入意向鎖其實是一種特殊的 gap lock，但是它不會阻塞其他鎖。假設存在值為 4 和 7 的索引記錄，嘗試插入值 5 和 6 的兩個事務在獲取插入行上的排它鎖之前使用插入意向鎖鎖定間隙，即在（4，7）上加 gap lock，但是這兩個事務不會互相沖突等待。

當插入一條記錄時，會去檢查當前插入位置的下一條記錄上是否存在鎖對象，如果下一條記錄上存在鎖對象，就需要判斷該鎖對象是否鎖住了 gap。如果 gap 被鎖住了，則插入意向鎖與之沖突，進入等待狀態(tài)（插入意向鎖之間并不互斥）?？偨Y一下這把鎖的屬性：

1. 它不會阻塞其他任何鎖；

2. 它本身僅會被 gap lock 阻塞。

在學習 MySQL 過程中，一般只有在它被阻塞的時候才能觀察到，所以這也是它常常被忽略的原因吧...

GAP LOCK

在此例中，另外一個重要的點就是 gap lock，通常情況下我們說到 gap lock 都只會聯(lián)想到 REPEATABLE-READ 隔離級別利用其解決幻讀。但實際上在 READ-COMMITTED 隔離級別，也會存在 gap lock ，只發(fā)生在：唯一約束檢查到有唯一沖突的時候，會加 S Next-key Lock，即對記錄以及與和上一條記錄之間的間隙加共享鎖。

通過下面這個例子就能驗證：

請點擊輸入圖片描述

這里 session1 插入數(shù)據(jù)遇到唯一沖突，雖然報錯，但是對 (15,20] 加的 S Next-Key Lock 并不會馬上釋放，所以 session2 被阻塞。另外一種情況就是本文開始的例子，當 session2 插入遇到唯一沖突但是因為被 X Lock 阻塞，并不會立刻報錯 “Duplicate key”，但是依然要等待獲取 S Next-Key Lock 。

有個困惑很久的疑問：出現(xiàn)唯一沖突需要加 S Next-Key Lock 是事實，但是加鎖的意義是什么？還是說是通過 S Next-Key Lock 來實現(xiàn)的唯一約束檢查，但是這樣意味著在插入沒有遇到唯一沖突的時候，這個鎖會立刻釋放，這不符合二階段鎖原則。這點希望能與大家一起討論得到好的解釋。

如果是在 REPEATABLE-READ，除以上所說的唯一約束沖突外，gap lock 的存在是這樣的：

普通索引（非唯一索引）的S/X Lock，都帶 gap 屬性，會鎖住記錄以及前1條記錄到后1條記錄的左閉右開區(qū)間，比如有[4,6,8]記錄，delete 6，則會鎖住[4,8）整個區(qū)間。

對于 gap lock，相信 DBA 們的心情是一樣一樣的，所以我的建議是：

1. 在絕大部分的業(yè)務場景下，都可以把 MySQL 的隔離界別設置為 READ-COMMITTED；

2. 在業(yè)務方便控制字段值唯一的情況下，盡量減少表中唯一索引的數(shù)量。

鎖沖突矩陣

前面我們說的 GAP LOCK 其實是鎖的屬性，另外我們知道 InnoDB 常規(guī)鎖模式有：S 和 X，即共享鎖和排他鎖。鎖模式和鎖屬性是可以隨意組合的，組合之后的沖突矩陣如下，這對我們分析死鎖很有幫助：

請點擊輸入圖片描述

MySQL白菜教程（Level 10 - 意向鎖&記錄鎖&間隙鎖）

意向鎖（Intention Locks; table-level lock）

意向鎖是一種特殊的表級鎖，意向鎖是為了讓 InnoDB 多粒度的鎖能共存而設計的。取得行的共享鎖和排他鎖之前需要先取得表的意向共享鎖（IS）和意向排他鎖（IX），意向共享鎖和意向排他鎖都是系統(tǒng)自動添加和自動釋放的，整個過程無需人工干預

意向鎖就是指未來的某一個時刻事務可能要加共享鎖或者排它鎖，提前聲明一個意向，分為兩種：

意向共享鎖（Intention Shared Lock） IS

事務有意向?qū)Ρ碇械哪承┬屑庸蚕礞i（S鎖）

意向排它鎖（Intention Exclusive Lock）IX

事務有意向?qū)Ρ碇械哪承┬屑优潘i（X鎖）

記錄鎖（Record Locks）

官方原文

SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE; 這一行則是使用了記錄鎖，不允許其他事務進行增，刪，改

但是 SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10; 是沒有鎖的，走的是快照讀，上文已經(jīng)闡明過了

記錄鎖本身不是鎖定記錄數(shù)據(jù)本身而是鎖定索引記錄，如果要鎖的列沒有索引，則會進行全表記錄加鎖

間隙鎖（Gap Locks）

官方原文

比如 SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE ;

插入 c1 為 15 的記錄會被鎖定不可執(zhí)行

這種默認存在于可重復讀的事務隔離級別中的鎖，鎖定被圈定的范圍不允許 insert，防止不可重復讀，上文說了我們的事務隔離級別都是讀已提交，默認會產(chǎn)生不可重復讀的問題

mysql 的鎖以及間隙鎖

mysql 為并發(fā)事務同時對一條記錄進行讀寫時，提出了兩種解決方案：

1）使用 mvcc 的方法，實現(xiàn)多事務的并發(fā)讀寫，但是這種讀只是“快照讀”，一般讀的是歷史版本數(shù)據(jù)，還有一種是“當前讀”，一般加鎖實現(xiàn)“當前讀”，或者 insert、update、delete 也是當前讀。

2）使用加鎖的方法，鎖分為共享鎖（讀鎖），排他鎖（寫鎖）

快照讀：就是select

當前讀：特殊的讀操作，插入/更新/刪除操作，屬于當前讀，處理的都是當前的數(shù)據(jù)，需要加鎖。

mysql 在 RR 級別怎么處理幻讀的呢？一般來說，RR 級別通過 mvcc 機制，保證讀到低于后面事務的數(shù)據(jù)。但是 select for update 不會觸發(fā) mvcc，它是當前讀。如果后面事務插入數(shù)據(jù)并提交，那么在 RR 級別就會讀到插入的數(shù)據(jù)。所以，mysql 使用 行鎖 + gap 鎖（簡稱 next-key 鎖）來防止當前讀的時候插入。

Gap Lock在InnoDB的唯一作用就是防止其他事務的插入操作，以此防止幻讀的發(fā)生。

Innodb自動使用間隙鎖的條件：

網(wǎng)頁名稱：mysql怎么自動加鎖,mysql加鎖語句
瀏覽路徑：http://vcdvsql.cn/article8/hseoip.html

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