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🌌上期文章：MySQL进阶：MySQL事务、并发事务问题及隔离级别
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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。
MySQL中的锁，按照锁的粒度分，分为以下三类：

• 全局锁：锁定数据库中的所有表
• 表级锁：每次操作锁住整张表
• 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，加锁后整个实例就处于只读状态，后续的DML的写语句，DDL语句，以及更新操作的事务提交语句都将被阻塞。
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。

分析一下若不加全局锁，会发生的问题：
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。

若发生了上图所示的流程：

1、在进行数据备份时，先备份了tb_stock库存表（给tb_stock加锁，备份完解锁）
2、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）
3、再备份tb_order表的逻辑（给tb_order加锁）
4、执行插入订单日志操作
5、最后再备份tb_orderlog表（给tb_orderlog加锁）

这时候会出现数据不一致的情况，tb_stock被锁住了，执行下单业务后没办法修改tb_stock，但却修改了tb_order，同理，tb_order和tb_orderlog也会出现类似情况。

此时就需要借助MySQL的全局锁来解决：

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。
只要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。

语法

1、加全局锁

flush tables with read lock;

2、数据备份

-- mysqldump指令加的是全局锁，-u后指定用户名，-p后指定密码，wxj表示数据库名称，wxj.sql表示保存出来的文件名
mysqldump -uroot –p123456 wxj>/路径名.wxj.sql

需要注意mysqldump不是MySQL指令，需要在非MySQL命令行中执行

3、释放锁

unlock tables ;

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：

• 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 –p123456 itcast > itcast.sql

表级锁

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。
主要分为以下三类：

• 表锁
• 元数据锁
• 意向锁

表锁

语法：

• 加锁：lock tables 表名… read/write。
• 释放锁：unlock tables / 客户端断开连接 。

表共享读锁（read lock）

当某一个客户端对指定表加了读锁，那么所有的客户端都无法再对表进行写操作（包括自己），但是所有的客户端都可以进行读操作（读共享）。

表独占写锁（write lock）

当某一客户端对指定表加了写锁，那么就会产生独占的效果，即只有自己可以对该表进行读和写的操作，但不允许其他客户端对该表进行任何读或写的操作。

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。

注意，这里的元数据可以直接理解成一个表的表结构，也就是说，某一张表涉及到未提交的事务时，不能修改这张表的表结构。

当对一张表进行增删改查（DML）时，加MDL读锁（共享）；当对表结构进行变更（DDL），加MDL写锁（排他）。
常见的SQL操作，所添加的元数据锁：

SQL	锁类型	说明
select、select … lock in share mode	SHARED_READ	与SHARED_READ、SHARED_WRITE兼容，但与EXCLUSIVE互斥
insert、update、delete、select … for update	SHARED_WRITE	与SHARED_READ、SHARED_WRITE兼容，但与EXCLUSIVE互斥
alter table …	EXCLUSIVE	与其他的MDL都互斥

总之，当某一客户端对表进行增删改查操作时，其他客户端也可以进行增删改查的操作，但是其他客户端无法对表结构进行修改，反过来亦是如此。

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：

意向锁

我们可以先分析没有意向锁的时候会发生的情况。

可以先看之前写过的文章，有关于SQL优化中的update优化，提到了优化策略是防止行锁升级成表锁，也就是通过主键索引来做update：
MySQL进阶：大厂高频面试——各类SQL语句性能调优经验

也就是说，当我们根据主键索引进行update时，会对这一条数据增加行锁。此时若有其他的客户端要对该表加表锁，它需要扫描整张表，查看这张表是否包含行锁，若包含，则无法加这个表锁，容易发现，这种全表扫描的效率过于低下了。

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。
假设加了意向锁，上面的加锁流程可以大大简化：
（1）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。

（2）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。

2、分类

• 意向共享锁（IS）：由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）和表锁排他锁（write）都互斥，但意向锁之间是不会互斥的。

总结：读读兼容，读写互斥，写写互斥

一旦事务提交，意向共享锁、意向排他锁都会自动释放。

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。
  
• 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。
  
• 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。
  

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。

两种行锁兼容情况：共享锁和共享锁之间兼容，其它情况都冲突。
常见的SQL语句在执行时所加的行锁：

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	需要在SELECT之后加FOR UPDATE

• 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。

可以通过下列SQL语句查看意向锁以及行锁的加锁情况：

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

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（MySQL事务、并发事务问题及隔离级别）

有三种非常重要的情况：

• 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

解析：

1、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

右边事务一定不可以insert，否则左边事务的update操作就能操作成功了，然而在这个间隙内的id根本都不存在，这就是幻读。

2、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。

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，因为这是非唯一索引，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（案例中为29）。此时会对18加临键锁，并对29之前的间隙加锁。

3、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

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)。