【MySQL】一文带你搞懂MySQL中的各种锁

分手后的思念是犯贱 2024-03-26 22:29 74阅读 0赞

## 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（ 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：

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。

## 2.全局锁 ##

### 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。

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。

![a15504d26f0f4b319297b969958ddc14.png][]

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

![e73fc730972c45a3ab8e23c25b7db0d6.png][]

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。

### 2.2语法 ###

加全局锁

flush tables with read lock ;

数据备份

mysqldump -uroot –p1234 itcast > itcast.sql

数据备份的相关指令 ,  在后面 MySQL 管理章节 ,  还会详细讲解 .

释放锁

unlock tables ;

### 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：

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.

## 3.表级锁 ##

### 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：

表锁

元数据锁（ meta data lock ， MDL ）

意向锁

### 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 。

特点 :

A.  读锁

![db720726fd3a4562ad7d3b81bda71a47.png][]

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 :

![f832f77429464ae1be64db6c300b3737.png][]

B.  写锁

![218c97d104c14b41ba0b14eb4c28dea4.png][]

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 :

![63fc88f7740b4509baaf5fed18495685.png][]

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。

### 3.3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。**

这里的元数据，大家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：

![48b4a1bd69ad49dcbaee651fa6a508b0.png][]

演示：

当执行 SELECT 、 INSERT 、 UPDATE 、 DELETE 等语句时，添加的是元数据共

（ SHARED\_READ SHARED\_WRITE），之间是兼容的

![191208ec736544ef9960ebec3c28e54a.png][]

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。

![e7cb115eb6e44d1d828b6faaaaa119ee.png][]

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。

![a1ac845b5777418e98a61df852d9ae65.png][]

### 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。

![db2c3daf7ea64c1c9fa1c95773b39885.png][]

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。

![24db36589af84a5d8e6aba0536ddb98e.png][]

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。

![e3eb214279894fa087220d251529766b.png][]

而其他客户端，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。 ![0fd3239fabdf43b5abf6744e7ff099d5.png][]

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

## ![785b2fcddbdf4fecbb38ef66ff9270a1.png][] ##

B.  意向排他锁与表读锁、写锁都是互斥的

![aa261aead9d8414a8e4f3b8249f5b3fa.png][]

## 4.行级锁 ##

### 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。

![c1a4763e33224489bb7547b540490189.png][]

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。

![267b3873b11043cf8bd85ee80f6a8e05.png][]

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。

![ebd4e1bfab98447ca9e94552065269cd.png][]

### 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。

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。 两种行锁的兼容情况如下:

![b885c85f922c483c881382e28c837796.png][]

常见的 SQL 语句，在执行时，所加的行锁如下：

![e875e51d57ee44c7b65622d2ded0c028.png][]

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;

**示例演示**

数据准备 :

CREATE TABLE `stu` (
    `id` int NOT NULL PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT,
    `name` varchar(255) DEFAULT NULL,
    `age` int NOT NULL
    ) ENGINE = InnoDB CHARACTER SET = utf8mb4;
    INSERT INTO `stu` VALUES (1, 'tom', 1);
    INSERT INTO `stu` VALUES (3, 'cat', 3);
    INSERT INTO `stu` VALUES (8, 'rose', 8);
    INSERT INTO `stu` VALUES (11, 'jetty', 11);
    INSERT INTO `stu` VALUES (19, 'lily', 19);
    INSERT INTO `stu` VALUES (25, 'luci', 25);

演示行锁的时候，我们就通过上面这张表来演示一下。

A.  普通的 select 语句，执行时，不会加锁。

![b3782fc624ad40529aa97759c2ae9826.png][]

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

![d841c08a100c4b31b6df76e670f533e1.png][]

共享锁与排他锁之间互斥。

![a92c12be68354bc786733f4de4a19ba8.png][]

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

![8b74ee68d7f34083aaa7329df6966932.png][]

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: ![b064da6e427a4f598a5760bf0245c92d.png][]

我们在两个客户端中执行如下操作 :

![b5f8ee68313549f885357aae73a9ea7d.png][]

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：

![8668fd41be784ac28ba3d9273e0cc745.png][]

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。

### 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。

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。

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

![99756af4f6a44f4394ed3eec4c4982fa.png][]

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。

![5a39458dc10f4449ae993359ae6f55c0.png][]

![96022eca036446ccbbded9ad14744187.png][]

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。

![8012009aa2f140a5873c0bfc183b4a2d.png][]

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 ) 。

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[8012009aa2f140a5873c0bfc183b4a2d.png]: https://image.dandelioncloud.cn/pgy_files/images/2024/03/13/565dc2a26f264e8f903cb65be0221841.png