MySQL 2023-03-22

一篇文章搞懂MySQL加锁机制

前言

在数据库中设计锁的目的是为了处理并发问题，在并发对资源进行访问时，数据库要合理控制对资源的访问规则。

而锁就是用来实现这些访问规则的一个数据结构。

在对数据并发操作时，没有锁可能会引起数据的不一致，导致更新丢失。

锁的分类

乐观锁和悲观锁

乐观锁： 对于出现更新丢失的可能性比较乐观，先认为不会出现更新丢失，在最后更新数据时进行比较。

CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`value` int(11) DEFAULT NULL,
`version` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB ;

insert into t values(1,1,1);

select id,value,version from t where id=1;

update t set value=2,version=version+1 where id=1 and version=1;

**悲观锁： ** 对于出现更新丢失的可能性比较悲观，在查询时就加锁，保证不被其他事务操作；可通过select…fot update实现。

select * from t where id = 1 for update;

共享锁（S锁）和排他锁（X锁）

共享锁（shared lock）是指多个事务之间可以共享锁资源，一般都是在读取数据时添加，也称为读锁（read lock）。

select * from t where id = 1 lock in share mode;
复制代码

排它锁（ exclusive lock，X锁），也称为写锁（write lock）。

当事务A对数据添加上X锁后，其他事务则不能再对该数据添加任何锁，直到事务A释放数据上的X锁。

增、删、改都会对数据添加X锁，在查询语句中使用for update也会添加X锁。

	S锁	X锁
S锁	√	×
X锁	×	×

按加锁粒度区分

全局锁

顾名思义，全局锁是对整个数据库加锁，加锁之后整个库对其他事务都不能进行写操作。MySQL中提供一种添加全局读锁的方式，命令是：flush tables with read lock(FTWRL)。

— 加全局读锁
flush tables with read lock;
— 解锁
unlock tables;

使用场景：全库逻辑备份。

但是使用全局锁进行备份有以下问题：

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，那么备份期间从库不能执行主库同步过来的binlog，会导致主从延迟。

如果全库中所有的表都是innoDB引擎或其他支持事务的存储引擎，可以使用官方的备份工具mysqldump。

当mysqldump使用参数–single-transaction的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。因为有MVCC的支持，这个过程中数据是可以正常更新的。

如果库中存在MyISAM这种不支持事务的存储引擎，则不能使用mysqldump。

使用set global readonly=true是否可行？

不可以使用set global readonly=true让全库只读后做逻辑备份。主要有两个原因：

read-only一般会用来区分主库和备库，修改global变量影响较大，不建议修改。
异常处理机制不同，执行FTWRL命令后如果客户端异常断开连接服务器会自动释放全局锁。但是将read-ony设置为true之后则会永久生效，如果客户端异常断开，数据库会一直保持read-only状态。

表级锁（表锁和MDL锁）

MySQL里面表级别的锁有两种：一种是表锁，一种是元数据锁（meta data lock，MDL)。

表锁

lock tables … read;
lock tables … write;
— 解锁
unlock tables;

使用表锁的开销相对较小，加锁快，不会产生死锁；但是加锁粒度大，发生锁冲突的概率更高，并发度更低。

在innoDB存储引擎中不推荐使用表锁，只有在没有事务支持的存储引擎中才会使用，如MyISAM。

元数据锁（MDL）

元数据锁是在MySQL5.5中引入的，MDL不需要显式添加，在对表数据做增删改查操作时添加MDL读锁，在对表进行DDL操作时添加MDL写锁。

元数据锁是为了保证在多个事务操作同一张表时表的元数据一致性。

如果没有元数据锁会存在什么问题呢？

事务隔离问题： 比如在可重复读隔离级别下，会话A在两次查询期间，会话B对表结构做了修改，两次查询结果就会不一致，无法满足可重复读的要求。
数据同步问题： 比如会话A执行了多条更新语句期间，另外一个会话B做了表结构变更并且先提交，就会导致备库在重做时，先重做alter table语句，再重做update语句时就会出现复制错误的现象。

MDL读锁之间不互斥，因为一张表可以支持多个事务同时增删改查，读锁和写锁、写锁和写锁之间互斥，用来保证对表结构变更的安全性。

在对表执行DDL时，会导致所有的增删改查阻塞。所以在对表字段进行修改或增加字段时，一定要特别小心。

一般我们在对大数据量表做DDL时都会格外注意，以免对线上业务造成影响。但是对小表做DDL操作时同样要小心，比如以下场景：

事务A先启动，这时会对表t加一个MDL读锁；
然后事务B要对表t增加字段，这是需要获取一个MDL写锁，但是由于这时事务A还没有提交，所以MDL读锁没有释放，所以事务B会被阻塞；
如果仅仅是事务B阻塞倒也没什么关系，顶多是DDL晚点执行；但是在这之后的所有对表t的增删改查都会被阻塞，导致表t不能执行任何读写操作。

意向锁

意向锁是加在表级别的一个锁，分为意向共享锁（IS锁）和意向排它锁（IX锁）。

意向锁，顾名思义，就是指明接下来要做的是一个什么类型的操作。

意向共享锁（IS）：在准备给表数据添加一个S锁时，需要先获得该表的IS锁。

意向排他锁（IX）：在准备给表数据添加一个X锁时，需要先获得该表的IX锁。

之所以有意向锁的存在，所以在上面的例子中：

意向锁的出现还有一个主要原因是为了在支持不同粒度锁时，能有更高的效率。

事务A对表T中的某一数据行添加了行锁，这时事务B要对表T添加表锁，但是在添加之前需要先检查是否有其他事务持有该表的X锁，如果持有则要阻塞；

事务B通过遍历表T中的所有行是否有锁，这样判断效率很低，非常耗时。

而意向锁因为是表级别的锁，在事务A在更新数据添加行锁之前，会在表级别由数据库自动添加一个IX锁，那么当事务B在需要获取X锁时，只需要检查表级别是否有IX锁，如果有IX锁代表当前有其他事务正在对表或者表中数据执行写操作，不能加锁成功。

行锁

MySQL中的行锁是在存储引擎层实现的，并不是所有的存储引擎都支持，比如MyISAM引擎中就没有行锁。

行锁顾名思义，是在数据行上添加锁，比如事务A要更新一行数据，先添加了行锁，然后事务B也要更新该行数据，则必须等事务A释放行锁之后才能更新。

行锁的加锁和解锁时机

在InnoDB事务中，行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。

begin;
update t set value = value + 1 where id = 1;
update t set value = value + 1 where id = 2;

begin ;
update t set value = value + 1 where id = 1;

因此，如果你的事务中需要锁多个行，要把最可能造成锁冲突、最可能影响并发度的锁尽量往后放。

间隙锁

间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。

我们都知道每个技术的出现都是为了解决某个问题，那么间隙锁又是为了解决什么问题呢？

假设没有间隙锁，会怎么样，我们来看下面的例子，以下内容都是在可重复读隔离级别的前提下。

有如下一张表：

CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(0,0,0),(5,5,5),(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20);

假设我们要执行如下SQL，会如何进行加锁和解锁？

begin;
select * from t where d=5 for update;
commit;

比较好理解的是，这个语句会命中d=5的这一行，对应的主键id=5，因此在select 语句执行完成后，id=5这一行会加一个写锁，而且由于两阶段锁协议，这个写锁会在执行commit语句的时候释放。

由于字段d上没有索引，因此这条查询语句会做全表扫描。那么，其他被扫描到的，但是不满足条件的5行记录上，会不会被加锁呢？

在事务A中执行了3次查询，都是通过for update获取写锁，并且是当前读。

假设只有id=5这一行加锁，那么三个查询的执行结果如下：

Q1返回结果为(5,5,5);
Q2返回结果为(0,0,5),(5,5,5)；
Q3返回结果为(0,0,5)(1,1,5)(5,5,5)；

那么Q3的结果中查询到id=1的数据，这个现象被称为“幻读”。

这破坏了事务A中select * from t where d=5 fot update;要把所有d=5的数据锁住的语义。

其次，会存在数据一致性问题。

如果在事务B中将binlog拿到备库执行会得到不一样的结果。

实际验证一下，得到结果并不是只对id=5这一行加锁，并且对所有的间隙也加了锁。这样就保证不能再插入新的数据。

next-key lock(临键锁)

间隙锁和行锁合称next-key lock，每个next-key lock是前开后闭区间。也就是说，我们的表t初始化以后，如果用select * from t where for update要把整个表所有记录锁起来，就形成了7个next-key lock，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +supremum]。

间隙锁和临建锁的目的都是用来解决可重复读的问题，如果在读提交级别，间隙锁和临建锁都会失效。

加锁规则

MySQL中数据加锁的规则可以归纳为以下三种：

两个原则

加锁的基本单位是next-key lock
查找过程中访问到的对象才会加锁

两个优化

索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock退化为行锁
索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock退化为间隙锁

一个BUG

唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止

死锁和死锁检测

什么是死锁？

在支持并发操作的系统中，不同的线程对资源出现循环依赖，线程之间互相持有对方需要的资源，导致线程都进入无限等待的状态，称之为死锁。

而在数据库中因为有锁机制的存在，同样会导致死锁。比如：

事务A先获取到id=1的行锁，然后事务B获取到id=2的行锁；
接着事务A要获取id=2的行锁，发现被事务B持有，阻塞；
事务B要获取id=1的行锁，发现被事务A持有，阻塞；
两个事务进入死锁状态。

当出现死锁后，有两种处理策略：

直接进入等待，直到连接超时，超时时间可通过innodb_lock_wait_timeout设置。
发起死锁检测，发现死锁后主动回滚死锁中的一个事务，让其他事务正常执行。将参数innodb_deadlock_detect设置为on，表示开启死锁检测。

总结

到此这篇关于一篇文章搞懂MySQL加锁机制的文章就介绍到这了,更多相关MySQL加锁机制内容请搜索以前的文章或继续浏览下面的相关文章希望大家以后多多支持！

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