MySQL 锁机制详解

MySQL 锁机制详解

5.1 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。从这个 角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。

MySQL中的锁，按照锁的粒度分，分为以下三类：

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。

（个人总结：MySQL 锁用于管理并发访问，确保数据一致性。根据粒度分为：全局锁、表级锁、行级锁。锁的粒度越小，并发性能越高，但管理复杂度也越高。）

5.2 全局锁

5.2.1 介绍

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。

（个人总结：全局锁锁定整个数据库实例，常用于全库逻辑备份。）

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。

在这里插入图片描述

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

在这里插入图片描述

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。

面试重点：全局锁会导致所有写操作阻塞，需谨慎使用。

5.2.2 语法

-- 加全局锁（逻辑备份前加上全局锁）
FLUSH TABLES WITH READ LOCK;-- 数据备份（此时数据库只能读DQL，不能写DDL，DML）
mysqldump  -uroot –p1234  itcast > itcast.sql-- 释放锁（逻辑备份后释放全局锁）
UNLOCK TABLES;

5.2.3 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：

  1. 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。

    2.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。（底层由快照读实现）

 mysqldump  --single-transaction  -uroot –p123456  itcast > itcast.sql

个人总结：

  • 阻塞所有写操作（DML/DDL）。
  • 若使用 mysqldump 备份，建议配合 --single-transaction 参数（仅对支持事务的引擎如 InnoDB 有效）。

5.3 表级锁

5.3.1 介绍

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。

对于表级锁，主要分为以下三类：

1.表锁

2.元数据锁（meta data lock，MDL）

3.意向锁

5.3.2 表锁

对于表锁，分为两类：

  • 表共享读锁（read lock）

  • 表独占写锁（write lock）

语法：

  • 加锁：lock tables 表名… read/write。

  • 释放锁：unlock tables / 客户端断开连接 。

  • 显式加锁：
LOCK TABLES table_name READ;  -- 读锁（共享锁）
LOCK TABLES table_name WRITE; -- 写锁（排他锁）
UNLOCK TABLES;                -- 释放锁
  • 隐式加锁：执行 DDL 语句（如 ALTER TABLE）时自动加锁。

读锁和写锁的特点是什么？

A. 读锁 （只能读，不能写；不会阻塞其他的客户端的读，但是会阻塞其他客户端的写）

在这里插入图片描述

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：

在这里插入图片描述

如果对多个表使用read锁，将不能进行DML和DDL语句，但是使用unlock tables之后，所有的表都将解锁。

B. 写锁（自己客户端既能读也能写，但是其他客户端不能读也不能写）

在这里插入图片描述

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:

在这里插入图片描述

（右侧会阻塞到左侧表锁释放为止）

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。

5.3.3 元数据锁（MDL）

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（简单理解为表结构）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，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：(shared_read,shared_write,exclusive)

在这里插入图片描述

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。

在这里插入图片描述

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。

在这里插入图片描述

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。

在这里插入图片描述

  • 自动管理：访问表时加 MDL 读锁，修改表结构时加 MDL 写锁。

  • 问题：长事务未提交时，修改表结构会阻塞（常见面试题）。

    ​ DML操作会加shared_read锁，DDL操作会加exclusive锁，如果先执行DML语句，在执行DDL语句，DDL语句就会被阻塞，因为shared_read锁和exclusive锁二者是不兼容的，DDL语句如果想要运行就得等到shared_read锁的释放（提交事务）。

5.3.4 意向锁

1). 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，会对涉及到的行加行锁。

在这里插入图片描述

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。

在这里插入图片描述

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。

在这里插入图片描述

线程A首先开启事务，然后再执行update，执行update之前它会把操作的那一行加上行锁，然后紧接着会对操作的那张表加上一个意向锁。此时如果B想要来对这张表加上表锁，它会首先检查这张表是否有意向锁，通过是否有意向锁来决定这张表的表锁能否增加成功。如果当前表的意向锁和当前所要加的表锁是兼容的，就直接加锁；如果是不兼容的就会处于阻塞状态。

2). 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。

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

在这里插入图片描述

B. 意向排他锁与表读锁、写锁都是互斥的

在这里插入图片描述

意向锁就是行锁和表锁的关系：

我读加的行锁，你能读但不能写；

我写加的行锁，你不能读也不能写。

抓重点这些锁都是为了并发时数据不出错,以及提升性能用的。理解这么做的原理,而不是记概念。

（例如：写锁会导致其他客户端读和写读阻塞的原因可以理解为：一个客户端在写操作并在事务未提交时，其他客户端是不能进行对该表的操作的，目的防止数据产生的不一致性。）

  • 作用：快速判断表中是否有行级锁，避免逐行检查。
  • 类型：
    • 意向共享锁（IS）：事务准备读取某些行。
    • 意向排他锁（IX）：事务准备修改某些行。

5.4 行级锁

5.4.1 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。

    复习：RR是可重复读repeatable read RC是read committed

在这里插入图片描述

  • 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。

    （例如：12-16间的间隙，16-18的间隙）

在这里插入图片描述

  • 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。

锁定单行或多行，InnoDB 引擎支持。
面试重点：行级锁基于索引实现，无索引时会退化为表锁！

5.4.2 行锁

1). 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。

（共享锁和共享锁之间是兼容的，共享锁和排他锁之间是互斥的）

  • 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。

    （如果一个事务获取到了某一行的排他锁，那么其他的事务就不能再获取这一行的共享锁和排他锁，相应的也就无法对着一行进行读和写。）

两种行锁的兼容情况如下:

在这里插入图片描述

常见的SQL语句，在执行时，所加的行锁如下：

在这里插入图片描述

2). 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;

A. 普通的select语句，执行时，不会加锁。

在这里插入图片描述

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

在这里插入图片描述

共享锁与排他锁之间互斥。

在这里插入图片描述

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

在这里插入图片描述

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:

在这里插入图片描述

我们在两个客户端中执行如下操作:

在这里插入图片描述

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：

在这里插入图片描述

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。

补充：InnoDB对有索引的字段（where之后的字段），加行锁，没索引的字段加表锁。

5.4.3 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。

（**注意：RR无法解决幻读问题，如果系统采用的数据库不是 MySQL，或者使用的存储引擎不支持 Next-Key Locking，**那么 RR 隔离级别可能无法防止幻读。所以这块说防止幻读是正确的!）

  • 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。

（唯一索引上等值查询insert才会是行锁,其它形式的查询,就会变成这几种情况,也就是一开始就是临键锁,而不是行锁）

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 。

在这里插入图片描述

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。

间隙锁是开区间，临建锁是左开右闭的
在这里插入图片描述

在这里插入图片描述

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。

在这里插入图片描述

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是，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：

  • 间隙锁（Gap Lock）：锁定两条索引记录间的间隙，不包含数据记录，解决幻读问题（设计这个锁的目的）。
  • 临键锁（Next-Key Lock）：两条索引的记录和间隙，（可以简单理解为行锁和间隙锁的组合）锁定左开右闭区间。
    示例：
-- 锁定 id ∈ (5, 10] 的范围
SELECT * FROM table WHERE id > 5 AND id < 10 FOR UPDATE;

总结

锁类型特点使用场景面试重点
全局锁锁全库，阻塞写操作全库备份影响业务，需谨慎使用
表级锁粒度大，并发低DDL 操作MDL 锁阻塞问题
行级锁粒度小，并发高，基于索引高并发事务间隙锁解决幻读
意向锁协调表级锁和行级锁提高锁冲突检测效率作用及类型（IS/IX）

1.概述

在并发访问时，解决数据访问的一致性、有效性问题
全局锁、表级锁、行级锁

2.全局锁

对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态
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
表锁、元数据锁、意向锁

4.行级锁

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
行锁、间隙锁、临键锁

思维导图

在这里插入图片描述

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