mysql锁

全局锁

要使用全局锁，则要执行这条命令：

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flush tables with read lock;

执行后，整个数据库就处于只读状态了，这时其他线程执行以下操作，都会被阻塞：

  • 对数据的增删改操作，比如 insert、delete、update等语句；
  • 对表结构的更改操作，比如 alter table、drop table 等语句。

如果要释放全局锁，则要执行这条命令：

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unlock tables;

全局锁应用场景是什么？

全局锁主要应用于做全库逻辑备份，这样在备份数据库期间，不会因为数据或表结构的更新，而出现备份文件的数据与预期的不一样。

缺点

加上全局锁，意味着整个数据库都是只读状态。

那么如果数据库里有很多数据，备份就会花费很多的时间，关键是备份期间，业务只能读数据，而不能更新数据，这样会造成业务停滞。

既然备份数据库数据的时候，使用全局锁会影响业务，那有什么其他方式可以避免？

如果数据库的引擎支持的事务支持可重复读的隔离级别，那么在备份数据库之前先开启事务，会先创建 Read View，然后整个事务执行期间都在用这个 Read View，而且由于 MVCC 的支持，备份期间业务依然可以对数据进行更新操作。

因为在可重复读的隔离级别下，即使其他事务更新了表的数据，也不会影响备份数据库时的 Read View，这就是事务四大特性中的隔离性，这样备份期间备份的数据一直是在开启事务时的数据。

备份数据库的工具是 mysqldump，在使用 mysqldump 时加上 –single-transaction 参数的时候，就会在备份数据库之前先开启事务。这种方法只适用于支持「可重复读隔离级别的事务」的存储引擎。

InnoDB 存储引擎默认的事务隔离级别正是可重复读，因此可以采用这种方式来备份数据库。

表级锁

  • 表锁；
  • 元数据锁（MDL）;
  • 意向锁；
  • AUTO-INC 锁；

表锁

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//表级别的共享锁，也就是读锁；
lock tables t_student read;

//表级别的独占锁，也就是写锁；
lock tables t_stuent write;

要释放表锁，可以使用下面这条命令，会释放当前会话的所有表锁：

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unlock tables

另外，当会话退出后，也会释放所有表锁。

不过尽量避免在使用 InnoDB 引擎的表使用表锁，因为表锁的颗粒度太大，会影响并发性能，InnoDB 牛逼的地方在于实现了颗粒度更细的行级锁。

元数据锁

我们不需要显示的使用 MDL，因为当我们对数据库表进行操作时，会自动给这个表加上 MDL：

  • 对一张表进行 CRUD 操作时，加的是 MDL 读锁；
  • 对一张表做结构变更操作的时候，加的是 MDL 写锁；
  1. 首先，线程 A 先启用了事务（但是一直不提交），然后执行一条 select 语句，此时就先对该表加上 MDL 读锁；
  2. 然后，线程 B 也执行了同样的 select 语句，此时并不会阻塞，因为「读读」并不冲突；
  3. 接着，线程 C 修改了表字段，此时由于线程 A 的事务并没有提交，也就是 MDL 读锁还在占用着，这时线程 C 就无法申请到 MDL 写锁，就会被阻塞，

MDL 不需要显示调用，那它是在什么时候释放的?

MDL 是在事务提交后才会释放，这意味着事务执行期间，MDL 是一直持有的

为什么线程 C 因为申请不到 MDL 写锁，而导致后续的申请读锁的查询操作也会被阻塞？

这是因为申请 MDL 锁的操作会形成一个队列，队列中写锁获取优先级高于读锁，一旦出现 MDL 写锁等待，会阻塞后续该表的所有 CRUD 操作。

意向锁

  • 在使用 InnoDB 引擎的表里对某些记录加上「共享锁」之前，需要先在表级别加上一个「意向共享锁」；
  • 在使用 InnoDB 引擎的表里对某些纪录加上「独占锁」之前，需要先在表级别加上一个「意向独占锁」；

普通的 select 是不会加行级锁的，普通的 select 语句是利用 MVCC 实现一致性读，是无锁的

执行插入、更新、删除操作，需要先对表加上「意向独占锁」，然后对该记录加独占锁

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//先在表上加上意向共享锁，然后对读取的记录加共享锁
select ... lock in share mode;

//先表上加上意向独占锁，然后对读取的记录加独占锁
select ... for update;

意向共享锁和意向独占锁是表级锁，不会和行级的共享锁和独占锁发生冲突，而且意向锁之间也不会发生冲突，只会和共享表锁（*lock tables … read*）和独占表锁（*lock tables … write*）发生冲突。

表锁和行锁是满足读读共享、读写互斥、写写互斥的。

如果没有「意向锁」，那么加「独占表锁」时，就需要遍历表里所有记录，查看是否有记录存在独占锁，这样效率会很慢。

那么有了「意向锁」，由于在对记录加独占锁前，先会加上表级别的意向独占锁，那么在加「独占表锁」时，直接查该表是否有意向独占锁，如果有就意味着表里已经有记录被加了独占锁，这样就不用去遍历表里的记录。

所以，意向锁的目的是为了快速判断表里是否有记录被加锁。

AUTO-INC 锁

表里的主键通常都会设置成自增的，这是通过对主键字段声明 AUTO_INCREMENT 属性实现的。

之后可以在插入数据时，可以不指定主键的值，数据库会自动给主键赋值递增的值，这主要是通过 AUTO-INC 锁实现的。

AUTO-INC 锁是特殊的表锁机制，锁不是再一个事务提交后才释放，而是再执行完插入语句后就会立即释放。

在插入数据时，会加一个表级别的 AUTO-INC 锁，然后为被 AUTO_INCREMENT 修饰的字段赋值递增的值，等插入语句执行完成后，才会把 AUTO-INC 锁释放掉。

InnoDB 存储引擎提供了个 innodb_autoinc_lock_mode 的系统变量，是用来控制选择用 AUTO-INC 锁，还是轻量级的锁。

  • 当 innodb_autoinc_lock_mode = 0，就采用 AUTO-INC 锁，语句执行结束后才释放锁；
  • 当 innodb_autoinc_lock_mode = 2，就采用轻量级锁，申请自增主键后就释放锁，并不需要等语句执行后才释放。
  • 当 innodb_autoinc_lock_mode = 1：
    • 普通 insert 语句，自增锁在申请之后就马上释放；
    • 类似 insert … select 这样的批量插入数据的语句，自增锁还是要等语句结束后才被释放；

问题：

当 innodb_autoinc_lock_mode = 2 是性能最高的方式，但是当搭配 binlog 的日志格式是 statement 一起使用的时候，在「主从复制的场景」中会发生数据不一致的问题。

要解决这问题，binlog 日志格式要设置为 row，这样在 binlog 里面记录的是主库分配的自增值，到备库执行的时候，主库的自增值是什么，从库的自增值就是什么。

所以，当 innodb_autoinc_lock_mode = 2 时，并且 binlog_format = row，既能提升并发性，又不会出现数据一致性问题。

行级锁

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//对读取的记录加共享锁
select ... lock in share mode;

//对读取的记录加独占锁
select ... for update;

**除了上面这两条锁定读语句会加行级锁之外，update 和 delete 操作都会加行级锁，且锁的类型都是独占锁(X型锁)**。

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//对操作的记录加独占锁(X型锁)
update table .... where id = 1;

//对操作的记录加独占锁(X型锁)
delete from table where id = 1;

在读已提交隔离级别下，行级锁的种类只有记录锁，也就是仅仅把一条记录锁上。

可重复读隔离级别下，行级锁的种类除了有记录锁，还有间隙锁（目的是为了避免幻读），所以行级锁的种类主要有三类：

  • Record Lock，记录锁，也就是仅仅把一条记录锁上；
  • Gap Lock，间隙锁，锁定一个范围，但是不包含记录本身；
  • Next-Key Lock：Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身。

Record Lock

Record Lock 称为记录锁，锁住的是一条记录。而且记录锁是有 S 锁和 X 锁之分的：

  • 当一个事务对一条记录加了 S 型记录锁后，其他事务也可以继续对该记录加 S 型记录锁（S 型与 S 锁兼容），但是不可以对该记录加 X 型记录锁（S 型与 X 锁不兼容）;
  • 当一个事务对一条记录加了 X 型记录锁后，其他事务既不可以对该记录加 S 型记录锁（S 型与 X 锁不兼容），也不可以对该记录加 X 型记录锁（X 型与 X 锁不兼容）

Gap Lock

Gap Lock 称为间隙锁，只存在于可重复读隔离级别，目的是为了解决可重复读隔离级别下幻读的现象。

假设，表中有一个范围 id 为（3，5）间隙锁，那么其他事务就无法插入 id = 4 这条记录了，这样就有效的防止幻读现象的发生。

间隙锁之间是兼容的，即两个事务可以同时持有包含共同间隙范围的间隙锁，并不存在互斥关系，因为间隙锁的目的是防止插入幻影记录而提出的

Next-Key Lock

Next-Key Lock 称为临键锁，是 Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身。

假设，表中有一个范围 id 为（3，5] 的 next-key lock，那么其他事务即不能插入 id = 4 记录，也不能修改 id = 5 这条记录。

next-key lock 是包含间隙锁+记录锁的，如果一个事务获取了 X 型的 next-key lock，那么另外一个事务在获取相同范围的 X 型的 next-key lock 时，是会被阻塞的。

插入意向锁

一个事务在插入一条记录的时候，需要判断插入位置是否已被其他事务加了间隙锁（next-key lock 也包含间隙锁）。

如果有的话，插入操作就会发生阻塞，直到拥有间隙锁的那个事务提交为止（释放间隙锁的时刻），在此期间会生成一个插入意向锁，表明有事务想在某个区间插入新记录，但是现在处于等待状态。

插入意向锁名字虽然有意向锁，但是它并不是意向锁，它是一种特殊的间隙锁，属于行级别锁。

MySQL 是怎么加行级锁的？

行级锁加锁规则比较复杂，不同的场景，加锁的形式是不同的。

加锁的对象是索引，加锁的基本单位是 next-key lock，它是由记录锁和间隙锁组合而成的，next-key lock 是前开后闭区间，而间隙锁是前开后开区间。

但是，next-key lock 在一些场景下会退化成记录锁或间隙锁。

那到底是什么场景呢？总结一句，在能使用记录锁或者间隙锁就能避免幻读现象的场景下， next-key lock 就会退化成记录锁或间隙锁。

唯一索引等值查询【其他情况等待完成】

当我们用唯一索引进行等值查询的时候，查询的记录存不存在，加锁的规则也会不同：

  • 当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「记录锁」。
  • 当查询的记录是「不存在」的，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」。

为什么唯一索引等值查询并且查询记录「不存在」的场景下，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，要将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」？

  • 为什么 id = 5 记录上的主键索引的锁不可以是 next-key lock？如果是 next-key lock，就意味着其他事务无法删除 id = 5 这条记录，但是这次的案例是查询 id = 2 的记录，只要保证前后两次查询 id = 2 的结果集相同，就能避免幻读的问题了，所以即使 id =5 被删除，也不会有什么影响，那就没必须加 next-key lock，因此只需要在 id = 5 加间隙锁，避免其他事务插入 id = 2 的新记录就行了。
  • 为什么不可以针对不存在的记录加记录锁？锁是加在索引上的，而这个场景下查询的记录是不存在的，自然就没办法锁住这条不存在的记录

防止全表扫描

1.当我们要执行 update 语句的时候，确保 where 条件中带上了索引列，并且在测试机确认该语句是否走的是索引扫描，防止因为扫描全表，而对表中的所有记录加上锁。

2.我们可以打开 MySQL sql_safe_updates 参数，这样可以预防 update 操作时 where 条件没有带上索引列。

3.如果发现即使在 where 条件中带上了列索引列，优化器走的还是全标扫描，这时我们就要使用 force index([index_name]) 可以告诉优化器使用哪个索引。

如何避免死锁？

在执行插入语句时，如果插入的记录在其他事务持有间隙锁范围内，插入语句就会被阻塞，因为插入语句在碰到间隙锁时，会生成一个插入意向锁，然后插入意向锁和间隙锁之间是互斥的关系。

在数据库层面，有两种策略通过「打破循环等待条件」来解除死锁状态：

设置事务等待锁的超时时间。当一个事务的等待时间超过该值后，就对这个事务进行回滚，于是锁就释放了，另一个事务就可以继续执行了。在 InnoDB 中，参数 innodb_lock_wait_timeout 是用来设置超时时间的，默认值时 50 秒。

开启主动死锁检测。主动死锁检测在发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务，让其他事务得以继续执行。将参数 innodb_deadlock_detect 设置为 on，表示开启这个逻辑，默认就开启。

数据库 > mysql
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mysql锁
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作者
Mrxiad
发布于
2024年3月19日
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