全局锁和表锁
Hi，我是阿昌，今天学习记录的是关于全局锁和表锁的内容。
数据库锁设计的初衷是处理并发问题。
作为多用户共享的资源，当出现并发访问的时候，数据库需要合理地控制资源的访问规则。锁就是用来实现这些访问规则的重要数据结构。根据加锁的范围，MySQL 里面的锁大致可以分成全局锁、表级锁和行锁三类。
一、全局锁
全局锁 是对整个数据库实例加锁。
MySQL 提供了一个加全局读锁的方法，命令是 Flush tables with read lock (FTWRL)。
当需要让整个库处于只读状态的时候，可以使用这个命令，之后其他线程的以下语句会被阻塞：
- 数据更新语句（数据的增删改）
- 数据定义语句（包括建表、修改表结构等）
- 更新类事务的提交语句
全局锁的典型使用场景是，做全库逻辑备份。也就是把整库每个表都 select 出来存成文本。
以前有一种做法，是通过 FTWRL 确保不会有其他线程对数据库做更新，然后对整个库做备份。
注意，在备份过程中整个库完全处于只读状态。
让整库都只读，听上去就很危险：
- 如果你在
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； - 如果你在
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。
看来加全局锁不太好。那备份为什么要加锁呢？来看一下不加锁会有什么问题。
假设现在要维护“阿昌”的购买系统，关注的是用户账户余额表和用户课程表。现在发起一个逻辑备份。
假设备份期间，有一个用户，他购买了一门课程，业务逻辑里就要扣掉他的余额，然后往已购课程里面加上一门课。
如果时间顺序上是先备份账户余额表 (u_account)，然后用户购买，然后备份用户课程表 (u_course)，会怎么样呢？
可以看一下这个图：
可以看到，这个备份结果里，用户 A 的数据状态是“账户余额没扣，但是用户课程表里面已经多了一门课”。
如果后面用这个备份来恢复数据的话，用户 A 就发现，自己赚了。
作为用户可别觉得这样可真好啊，可以试想一下：如果备份表的顺序反过来，先备份用户课程表再备份账户余额表，又可能会出现什么结果？
也就是说，不加锁的话，备份系统备份的得到的库不是一个逻辑时间点，这个视图是逻辑不一致的。
说到视图你肯定想起来了，在事务隔离中，其实是有一个方法能够拿到一致性视图的，对吧？
是的，就是在可重复读隔离级别下开启一个事务。
官方自带的逻辑备份工具是 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。
而由于 MVCC 的支持，这个过程中数据是可以正常更新的。
有了这个功能，为什么还需要 FTWRL 呢？一致性读是好，但前提是引擎要支持这个隔离级别。
比如，对于 MyISAM 这种不支持事务的引擎，如果备份过程中有更新，总是只能取到最新的数据，那么就破坏了备份的一致性。这时，就需要使用 FTWRL 命令了。
所以，single-transaction 方法只适用于所有的表使用事务引擎的库。
如果有的表使用了不支持事务的引擎，那么备份就只能通过 FTWRL 方法。
这往往是 DBA 要求业务开发人员使用 InnoDB 替代 MyISAM 的原因之一。
既然要全库只读，为什么不使用 set global readonly=true 的方式呢？
确实 readonly 方式也可以让全库进入只读状态，但还是会建议用 FTWRL 方式，主要有两个原因：
- 一是，在有些系统中，
readonly 的值会被用来做其他逻辑，比如用来判断一个库是主库还是备库。因此，修改 global 变量的方式影响面更大，不建议你使用。 - 二是，在异常处理机制上有差异。如果执行 FTWRL 命令之后由于客户端发生异常断开，那么 MySQL 会自动释放这个全局锁，整个库回到可以正常更新的状态。
而将整个库设置为 readonly 之后，如果客户端发生异常，则数据库就会一直保持 readonly 状态，这样会导致整个库长时间处于不可写状态，风险较高。
业务的更新不只是增删改数据（DML)，还有可能是加字段等修改表结构的操作（DDL）。
不论是哪种方法，一个库被全局锁上以后，你要对里面任何一个表做加字段操作，都是会被锁住的。
但是，即使没有被全局锁住，加字段也不是就能一帆风顺的。
二、表级锁
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)。
表锁的语法是 lock tables … read/write。与 FTWRL 类似，可以用 unlock tables 主动释放锁，也可以在客户端断开的时候自动释放。需要注意，lock tables 语法除了会限制别的线程的读写外，也限定了本线程接下来的操作对象。举个例子, 如果在某个线程 A 中执行 lock tables t1 read, t2 write; 这个语句，则其他线程写 t1、读写 t2 的语句都会被阻塞。同时，线程 A 在执行 unlock tables 之前，也只能执行读 t1、读写 t2 的操作。连写 t1 都不允许，自然也不能访问其他表。
在还没有出现更细粒度的锁的时候，表锁是最常用的处理并发的方式。而对于 InnoDB 这种支持行锁的引擎，一般不使用 lock tables 命令来控制并发，毕竟锁住整个表的影响面还是太大。
另一类表级的锁是 MDL（metadata lock)。MDL 不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。
MDL 的作用是，保证读写的正确性。可以想象一下，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，删了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。因此，在 MySQL 5.5 版本中引入了 MDL，当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。
- 读锁之间不互斥，因此你可以有多个线程同时对一张表增删改查。
- 读写锁之间、写锁之间是互斥的，用来保证变更表结构操作的安全性。因此，如果有两个线程要同时给一个表加字段，其中一个要等另一个执行完才能开始执行。
虽然 MDL 锁是系统默认会加的，但却是不能忽略的一个机制。
比如下面这个例子，经常看到有人掉到这个坑里：
给一个小表加个字段，导致整个库挂了。
给一个表加字段，或者修改字段，或者加索引，需要扫描全表的数据。
在对大表操作的时候，肯定会特别小心，以免对线上服务造成影响。
实际上，即使是小表，操作不慎也会出问题。
来看一下下面的操作序列，假设表 t 是一个小表。
备注：这里的实验环境是 MySQL 5.6。
可以看到 session A 先启动，这时候会对表 t 加一个 MDL 读锁。
由于 session B 需要的也是 MDL 读锁，因此可以正常执行。
之后 session C 会被 blocked，是因为 session A 的 MDL 读锁还没有释放，而 session C 需要 MDL 写锁，因此只能被阻塞。
如果只有 session C 自己被阻塞还没什么关系，但是之后所有要在表 t 上新申请 MDL 读锁的请求也会被 session C 阻塞。
所有对表的增删改查操作都需要先申请 MDL 读锁，就都被锁住，等于这个表现在完全不可读写了。
如果某个表上的查询语句频繁，而且客户端有重试机制，也就是说超时后会再起一个新 session 再请求的话，这个库的线程很快就会爆满。
你现在应该知道了，事务中的 MDL 锁，在语句执行开始时申请，但是语句结束后并不会马上释放，而会等到整个事务提交后再释放。
基于上面的分析，来讨论一个问题，如何安全地给小表加字段？
首先要解决长事务，事务不提交，就会一直占着 MDL 锁。
在 MySQL 的 information_schema 库的 innodb_trx 表中，可以查到当前执行中的事务。如果你要做 DDL 变更的表刚好有长事务在执行，要考虑先暂停 DDL，或者 kill 掉这个长事务。
但考虑一下这个场景。如果你要变更的表是一个热点表，虽然数据量不大，但是上面的请求很频繁，而你不得不加个字段，该怎么做呢？这时候 kill 可能未必管用，因为新的请求马上就来了。
比较理想的机制是，在 alter table 语句里面设定等待时间，如果在这个指定的等待时间里面能够拿到 MDL 写锁最好，拿不到也不要阻塞后面的业务语句，先放弃。
之后开发人员或者 DBA 再通过重试命令重复这个过程。
MariaDB 已经合并了 AliSQL 的这个功能，所以这两个开源分支目前都支持 DDL NOWAIT/WAIT n 这个语法。
ALTER TABLE tbl_name NOWAIT add column ...
ALTER TABLE tbl_name WAIT N add column ...
三、总结
MySQL 的全局锁和表级锁。
全局锁主要用在逻辑备份过程中。对于全部是 InnoDB 引擎的库，建议你选择使用–single-transaction 参数，对应用会更友好。
表锁一般是在数据库引擎不支持行锁的时候才会被用到的。
如果发现应用程序里有 lock tables 这样的语句，需要追查一下，比较可能的情况是：
- 要么是系统现在还在
用 MyISAM 这类不支持事务的引擎，那要安排升级换引擎； 要么是引擎升级了，但是代码还没升级。这样的情况，最后业务开发就是把 lock tables 和 unlock tables 改成 begin 和 commit，问题就解决了。
MDL 会直到事务提交才释放，在做表结构变更的时候，一定要小心不要导致锁住线上查询和更新。
备份一般都会在备库上执行，在用–single-transaction 方法做逻辑备份的过程中，如果主库上的一个小表做了一个 DDL，比如给一个表上加了一列。这时候，从备库上会看到什么现象呢？
DDL binlog同步到备库后，此时备库有MDL读锁，而同步过来的DDL变更到备库上需要MDL写锁，那么这个DDL会被阻塞，所以该DDL不会反应在备份的数据里面。当使用该备份数据进行恢复时，由于加了一列，那么恢复会异常
