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。
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  • 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
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  • 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 .

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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
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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:
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B. 写锁
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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:
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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：

对应SQL 锁类型 说明
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

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。
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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。
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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： 

  1. select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration 
  2. 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。
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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。
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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。
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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。
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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。
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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： 

  1. select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data 
  2. from performance_schema.data_locks;

演示：
A. 意向共享锁 与 表读锁是兼容的
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B. 意向排他锁 与 表读锁、写锁都是互斥的
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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。

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  • 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。

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  • 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。

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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:
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常见的SQL语句，在执行时，所加的行锁如下：

SQL 行锁类型 说明
INSERT … 排他锁 自动加锁
UPDATE … 排他锁 自动加锁
DELETE … 排他锁 自动加锁
SELECT（正常） 不加任何锁
SELECT … LOCK IN SHARE MODE 共享锁 需要手动在SELECT之后加LOCK IN SHARE MODE
SELECT … FOR UPDATE 排他锁 需要手动在SELECT之后加FOR UPDATE

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：
    ```sql select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;

  2. **示例演示 **<br />数据准备:  
  3. ```sql
  4. CREATE TABLE `stu` (
  5. `id` int NOT NULL PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT,
  6. `name` varchar(255) DEFAULT NULL,
  7. `age` int NOT NULL
  8. ) ENGINE = InnoDB CHARACTER SET = utf8mb4;
  10. INSERT INTO `stu` VALUES (1, 'tom', 1);
  11. INSERT INTO `stu` VALUES (3, 'cat', 3);
  12. INSERT INTO `stu` VALUES (8, 'rose', 8);
  13. INSERT INTO `stu` VALUES (11, 'jetty', 11);
  14. INSERT INTO `stu` VALUES (19, 'lily', 19);
  15. INSERT INTO `stu` VALUES (25, 'luci', 25);
  16. # 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。
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B. select…lock in share mode，加共享锁，共享锁与共享锁之间兼容。
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共享锁与排他锁之间互斥。
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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
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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:
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我们在两个客户端中执行如下操作:
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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：
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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 。
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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。
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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。