mysql讀數(shù)據(jù)時(shí)怎么加寫鎖

加鎖情況與死鎖原因分析

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為方便大家復(fù)現(xiàn)，完整表結(jié)構(gòu)和數(shù)據(jù)如下：

CREATE TABLE `t3` (

`c1` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,

`c2` int(11) DEFAULT NULL,

PRIMARY KEY (`c1`),

UNIQUE KEY `c2` (`c2`)

) ENGINE=InnoDB

insert into t3 values(1,1),(15,15),(20,20);

在 session1 執(zhí)行 commit 的瞬間，我們會(huì)看到 session2、session3 的其中一個(gè)報(bào)死鎖。這個(gè)死鎖是這樣產(chǎn)生的：

1.?session1 執(zhí)行 delete ?會(huì)在唯一索引 c2 的 c2 = 15 這一記錄上加 X lock（也就是在MySQL 內(nèi)部觀測(cè)到的：X Lock but not gap）；

2.?session2 和 session3 在執(zhí)行 insert 的時(shí)候，由于唯一約束檢測(cè)發(fā)生唯一沖突，會(huì)加 S Next-Key Lock，即對(duì) (1,15] 這個(gè)區(qū)間加鎖包括間隙，并且被 seesion1 的 X Lock 阻塞，進(jìn)入等待；

3.?session1 在執(zhí)行 commit 后，會(huì)釋放 X Lock，session2 和 session3 都獲得 S Next-Key Lock；

4.?session2 和 session3 繼續(xù)執(zhí)行插入操作，這個(gè)時(shí)候 INSERT INTENTION LOCK（插入意向鎖）出現(xiàn)了，并且由于插入意向鎖會(huì)被 gap 鎖阻塞，所以 session2 和 session3 互相等待，造成死鎖。

死鎖日志如下：

請(qǐng)點(diǎn)擊輸入圖片描述

INSERT INTENTION LOCK

在之前的死鎖分析第四點(diǎn)，如果不分析插入意向鎖，也是會(huì)造成死鎖的，因?yàn)椴迦胱罱K還是要對(duì)記錄加 X Lock 的，session2 和 session3 還是會(huì)互相阻塞互相等待。

但是插入意向鎖是客觀存在的，我們可以在官方手冊(cè)中查到，不可忽略：

Prior to inserting the row, a type of gap lock called an insert intention gap lock is set. This lock signals the intent to insert in such a way that multiple transactions inserting into the same index gap need not wait for each other if they are not inserting at the same position within the gap.

插入意向鎖其實(shí)是一種特殊的 gap lock，但是它不會(huì)阻塞其他鎖。假設(shè)存在值為 4 和 7 的索引記錄，嘗試插入值 5 和 6 的兩個(gè)事務(wù)在獲取插入行上的排它鎖之前使用插入意向鎖鎖定間隙，即在（4，7）上加 gap lock，但是這兩個(gè)事務(wù)不會(huì)互相沖突等待。

當(dāng)插入一條記錄時(shí)，會(huì)去檢查當(dāng)前插入位置的下一條記錄上是否存在鎖對(duì)象，如果下一條記錄上存在鎖對(duì)象，就需要判斷該鎖對(duì)象是否鎖住了 gap。如果 gap 被鎖住了，則插入意向鎖與之沖突，進(jìn)入等待狀態(tài)（插入意向鎖之間并不互斥）。總結(jié)一下這把鎖的屬性：

1. 它不會(huì)阻塞其他任何鎖；

2. 它本身僅會(huì)被 gap lock 阻塞。

在學(xué)習(xí) MySQL 過(guò)程中，一般只有在它被阻塞的時(shí)候才能觀察到，所以這也是它常常被忽略的原因吧...

GAP LOCK

在此例中，另外一個(gè)重要的點(diǎn)就是 gap lock，通常情況下我們說(shuō)到 gap lock 都只會(huì)聯(lián)想到 REPEATABLE-READ 隔離級(jí)別利用其解決幻讀。但實(shí)際上在 READ-COMMITTED 隔離級(jí)別，也會(huì)存在 gap lock ，只發(fā)生在：唯一約束檢查到有唯一沖突的時(shí)候，會(huì)加 S Next-key Lock，即對(duì)記錄以及與和上一條記錄之間的間隙加共享鎖。

通過(guò)下面這個(gè)例子就能驗(yàn)證：

請(qǐng)點(diǎn)擊輸入圖片描述

這里 session1 插入數(shù)據(jù)遇到唯一沖突，雖然報(bào)錯(cuò)，但是對(duì) (15,20] 加的 S Next-Key Lock 并不會(huì)馬上釋放，所以 session2 被阻塞。另外一種情況就是本文開始的例子，當(dāng) session2 插入遇到唯一沖突但是因?yàn)楸?X Lock 阻塞，并不會(huì)立刻報(bào)錯(cuò) “Duplicate key”，但是依然要等待獲取 S Next-Key Lock 。

有個(gè)困惑很久的疑問：出現(xiàn)唯一沖突需要加 S Next-Key Lock 是事實(shí)，但是加鎖的意義是什么？還是說(shuō)是通過(guò) S Next-Key Lock 來(lái)實(shí)現(xiàn)的唯一約束檢查，但是這樣意味著在插入沒有遇到唯一沖突的時(shí)候，這個(gè)鎖會(huì)立刻釋放，這不符合二階段鎖原則。這點(diǎn)希望能與大家一起討論得到好的解釋。

如果是在 REPEATABLE-READ，除以上所說(shuō)的唯一約束沖突外，gap lock 的存在是這樣的：

普通索引（非唯一索引）的S/X Lock，都帶 gap 屬性，會(huì)鎖住記錄以及前1條記錄到后1條記錄的左閉右開區(qū)間，比如有[4,6,8]記錄，delete 6，則會(huì)鎖住[4,8）整個(gè)區(qū)間。

對(duì)于 gap lock，相信 DBA 們的心情是一樣一樣的，所以我的建議是：

1. 在絕大部分的業(yè)務(wù)場(chǎng)景下，都可以把 MySQL 的隔離界別設(shè)置為 READ-COMMITTED；

2. 在業(yè)務(wù)方便控制字段值唯一的情況下，盡量減少表中唯一索引的數(shù)量。

鎖沖突矩陣

前面我們說(shuō)的 GAP LOCK 其實(shí)是鎖的屬性，另外我們知道 InnoDB 常規(guī)鎖模式有：S 和 X，即共享鎖和排他鎖。鎖模式和鎖屬性是可以隨意組合的，組合之后的沖突矩陣如下，這對(duì)我們分析死鎖很有幫助：

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MySQL鎖

對(duì)表的增刪改查，都需要MDL鎖，無(wú)所不在

MDL讀鎖之間不互斥，但MDL讀寫鎖互斥

#舉個(gè)栗子

假設(shè)t是一張大表

session1對(duì)t執(zhí)行一個(gè)查詢（SR）

session2對(duì)t執(zhí)行一個(gè)DDL（SU，可能升級(jí)到X）

session3對(duì)t執(zhí)行一個(gè)查詢（SR）

可知session1持有t表的MDL讀鎖（SR），session1的查詢還沒有結(jié)束的時(shí)候，去執(zhí)行session2的DDL（SU），此時(shí)session2需要MDL寫鎖（SU升級(jí)到X，需要X鎖），由于MDL讀寫鎖互斥，因此session2需要等待session1釋放MDL讀鎖（SR阻塞X）；同時(shí)session2對(duì)后面的所有MDL讀鎖互斥（X阻塞SR），因此session2又繼續(xù)阻塞了session3...

#注釋：一開始的DDL能看到的狀態(tài)是SU，但如果SU的某個(gè)階段被阻塞，會(huì)被升級(jí)到X，從而引發(fā)SR阻塞X，達(dá)到實(shí)驗(yàn)的效果。但實(shí)際測(cè)試中，DDL是分階段的，如果沒有滿足一定的要求，就不會(huì)引發(fā)阻塞，看到的結(jié)果就是SR和SU并沒有互相阻塞。這個(gè)過(guò)程需要具體的去查看源碼，此處不展開。

事務(wù)中的MDL鎖在語(yǔ)句開始時(shí)申請(qǐng)，但并不會(huì)在語(yǔ)句結(jié)束后就馬上釋放，而是會(huì)等到事務(wù)結(jié)束時(shí)才進(jìn)行釋放

忙時(shí)對(duì)大表DDL會(huì)產(chǎn)生的災(zāi)難性的結(jié)果就是：如果后續(xù)對(duì)該表有查詢操作，而且web端又有重試機(jī)制的話，那么會(huì)有一個(gè)新的session再次發(fā)起讀請(qǐng)求，反復(fù)如此，線程池就會(huì)在短時(shí)間內(nèi)爆炸

在線執(zhí)行DDL的時(shí)候，需要檢查一下information_schema.innodb_trx表中有沒有當(dāng)前操作表對(duì)應(yīng)的事務(wù)，此外還可以使用ALTER TABLE tbl_name NOWAIT...進(jìn)行操作（MySQL8.0新特性）

eg.

session1

select * from cpf where payid'xxx'

union

select * from cpf where payid'xxx'

union (union重復(fù)50次，確保查詢時(shí)間幾十秒以上)

session2

alter table cpf modify payer_userid varchar(500);

session3

select * from cpf where payer_userid='18051512003600300034';

#執(zhí)行結(jié)果

session1執(zhí)行了31秒，當(dāng)session1完成的時(shí)候session2和session3相繼完成

在session4中執(zhí)行show processlist，結(jié)果如下

#變種1

如果session1在執(zhí)行select之前，添加一句start transaction

會(huì)發(fā)現(xiàn)session1什么時(shí)候執(zhí)行完commit，sesssion2和session3什么時(shí)候完成

也就是證實(shí)了在事務(wù)中的MDL鎖，在語(yǔ)句查詢完之后并不會(huì)釋放，而是會(huì)隨著事務(wù)的釋放而釋放

#變種2

session1和session3在執(zhí)行select之前，添加一句start transaction，然后session1,2,3依次按順序執(zhí)行

會(huì)發(fā)現(xiàn)session1阻塞了session2，而session3在執(zhí)行完start transaction之后就被阻塞，根本沒有辦法去執(zhí)行后面的select

當(dāng)session1執(zhí)行commit釋放之后，session2仍然處于阻塞狀態(tài)，session3亦是如此

直到session2或者session3當(dāng)中任意一個(gè)執(zhí)行了停止（navicat客戶端操作，類似于rollback）后，另一個(gè)才能完成執(zhí)行

單純從變種2的結(jié)果來(lái)看，MDL鎖并沒有按照?qǐng)?zhí)行時(shí)間的先后來(lái)進(jìn)行分配，當(dāng)session1的鎖釋放之后，session3先獲得了讀鎖

MySQL是server-engine結(jié)構(gòu)，MDL鎖是server層的鎖

通過(guò)show processlist可以發(fā)現(xiàn)waiting for table metadata lock，但這還遠(yuǎn)遠(yuǎn)不夠，需要在performance_schema庫(kù)中進(jìn)行設(shè)置（MySQL8.0默認(rèn)開啟）

5.7臨時(shí)開啟

UPDATE performance_schema.setup_instruments SET ENABLED='YES', TIMED='YES' WHERE NAME='wait/lock/metadata/sql/mdl';

5.7永久開啟（修改cnf配置）

[mysqld]

performance-schema-instrument = 'wait/lock/metadata/sql/mdl=ON'

global：全局級(jí)（FTWRL）

schema：庫(kù)級(jí)（drop database）

table：表級(jí)（lock table read/write）

commit：提交級(jí)

關(guān)于global對(duì)象，主要作用是防止DDL和寫操作的過(guò)程中，執(zhí)行set golbal_read_only = on或flush tables with read lock。

關(guān)于commit對(duì)象鎖，主要作用是執(zhí)行flush tables with read lock后，防止已經(jīng)開始在執(zhí)行的寫事務(wù)提交。insert/update/delete在提交時(shí)都會(huì)上（COMMIT，MDL_EXPLICIT，MDL_INTENTION_EXCLUSIVE）鎖

DML和DDL在執(zhí)行之前都會(huì)申請(qǐng)IX鎖，DML會(huì)在global級(jí)別上加，而DDL會(huì)在global和schema這2個(gè)級(jí)別上都加IX（也就是2把鎖）

IX與大部分鎖都是兼容的，除了S，當(dāng)然了X肯定是不兼容的；但I(xiàn)X與IX之間是兼容的，比如下圖

flush table with read lock會(huì)持有這個(gè)鎖（在global級(jí)別和commit級(jí)別）

FTWRL在全局級(jí)和事務(wù)級(jí)上分別加上了S鎖

IX與S是不兼容的

所以DML和DDL都會(huì)與FTWRL產(chǎn)生阻塞

邏輯備份第一句：flush table with read lock（S鎖）

大表DML（IX鎖）

先執(zhí)行的阻塞后執(zhí)行的，邏輯備份之前需要檢查是否有在線DDL（X鎖）以及DML（IX鎖），否則邏輯備份產(chǎn)生等待；盡量不要在忙時(shí)進(jìn)行邏輯備份，否則阻礙忙時(shí)DML

如下圖，前面2行是FTWRL持有的S鎖，第3行是一個(gè)update語(yǔ)句，IX直接被阻塞，處于pending的鎖等待狀態(tài)；同時(shí)由于S鎖的持有時(shí)間為EXPLICIT，表明FTWRL需要一個(gè)顯示的釋放（unlock tables）

DML并不是只有IX鎖，DML和select .. for update在執(zhí)行中持有的鎖實(shí)際是SW鎖（DML需要找一個(gè)大一點(diǎn)的表來(lái)驗(yàn)證，目前只驗(yàn)證了select .. for update），IX只是DML初期需要獲得的鎖

如下圖是一個(gè)select for update語(yǔ)句，start transaction對(duì)應(yīng)的是第2行的SR鎖，而語(yǔ)句本身對(duì)應(yīng)的是SW鎖

如果在此時(shí)執(zhí)行一個(gè)FTWRL，我們會(huì)發(fā)現(xiàn)2個(gè)會(huì)話并不會(huì)相互阻塞（因?yàn)镾鎖與SR和SW都是兼容的），如下圖

但如果我們是先執(zhí)行的FTWRL再執(zhí)行的select for update，那么畫風(fēng)就不是像上圖那樣了

如下圖所示，在先執(zhí)行FTWRL的情況下，select for update壓根沒有獲得SW鎖，而是在獲取IX鎖的過(guò)程中就受挫了，一直處于pending狀態(tài)。（如果這個(gè)S鎖不釋放，那么后面的IX會(huì)一直等待，直到超時(shí)）

S鎖除了邏輯備份時(shí)的FTWRL以外，createa table as也會(huì)持有這個(gè)鎖

目前已知的是desc操作會(huì)持有這個(gè)SH鎖

SH鎖與絕大部分鎖都兼容，除開X鎖

也就是說(shuō)在做rename一類的操作的時(shí)候，你是無(wú)法去執(zhí)行desc的

前面提到的start transaction，以及所有的非當(dāng)前讀都需要持有這個(gè)鎖

非當(dāng)前讀的意思就是快照讀，也就是普通的select

與SR鎖有沖突的有2個(gè)，一個(gè)是X，另一個(gè)是SNRW

研發(fā)有時(shí)候會(huì)很困惑的問我，“我這個(gè)表只有幾十行數(shù)據(jù)，select查不出來(lái)？？？”? 這時(shí)候就需要檢查MDL鎖了

當(dāng)前讀需要持有此鎖，常見的DML和select for update都對(duì)應(yīng)此鎖，但不包括DDL

與SW鎖有沖突的有4個(gè)，SU,SRO,SNRW,X

看到一種說(shuō)法是這個(gè)鎖僅對(duì)MyISAM引擎生效，沖突范圍與SW鎖類似

部分alter語(yǔ)句會(huì)持有該鎖。該鎖可能會(huì)升級(jí)成SNW,SNRW,X；而X鎖也有可能逐步降級(jí)到SU鎖

SU鎖和SU,SNW,SNRW,X鎖互斥

表面看起來(lái)DML的SW鎖和SU鎖不互斥（DML和DDL），但實(shí)際上因?yàn)镾U鎖存在升級(jí)的屬性，SU鎖會(huì)升級(jí)到SNW鎖，從而和SW產(chǎn)生互斥

如下圖，SU并沒有被SW鎖阻塞，但升級(jí)到SNW之后，SNW被SW阻塞，一直處于pending狀態(tài)

SU鎖的兼容性如下

查看改過(guò)源碼的例子，在執(zhí)行alter的時(shí)候，SU會(huì)升級(jí)到X，之后X降級(jí)到SU，然后SU再升級(jí)到X

先SU，再SW，SW被SU阻塞

先SW，再SU，SU并未被SW阻塞，但是SU向上升級(jí)的過(guò)程中產(chǎn)生的SNW被SW阻塞；于是將SW的會(huì)話commit，之后SNW向下降級(jí)成SU，并成功獲得鎖；

所以雖然看起來(lái)SW和SU不是一個(gè)雙向阻塞，但實(shí)際效果就是雙向阻塞，無(wú)論DML和DDL誰(shuí)在前面，都必然會(huì)發(fā)生相互的阻塞

不兼容的有點(diǎn)多，先貼一個(gè)兼容性

SU升級(jí)X的過(guò)程中會(huì)升級(jí)成SNW

SU升級(jí)成X的過(guò)程中，有一個(gè)copy的過(guò)程，這個(gè)過(guò)程就是SNW，在這個(gè)copy的過(guò)程中，允許DML但是不允許select（SR）

copy是一個(gè)非常耗時(shí)的過(guò)程

lock tables read的語(yǔ)句會(huì)持有這個(gè)鎖

SRO阻塞SW，SNRW，X

兼容性如圖

lock tables write的語(yǔ)句會(huì)持有這個(gè)鎖

阻塞的鎖非常多，除開SH和S以外，其他的都阻塞，連SR都阻塞了

兼容性如下

換句話說(shuō)flush tables with read lock; （S）會(huì)堵塞lock table write; （SNRW）

但是flush tables with read lock;（S）卻不會(huì)堵塞lock table read （SRO）

阻塞一切

各種DDL均屬于這個(gè)范疇

create,drop,rename? （alter table add column也屬于這個(gè)范疇）

SW鎖阻塞X鎖，（X鎖是為了去執(zhí)行一個(gè)drop）

X鎖阻塞SH

thread104在做一個(gè)create table as的表復(fù)制操作，在表里面并沒有發(fā)現(xiàn)X鎖的信息，在thread95上對(duì)新表做一個(gè)desc操作，可以看到SH鎖處于等待狀態(tài)，然而這里阻礙SH的并不是X鎖

只有1行的select被堵住

thread95做一個(gè)start transaction之后不提交，thread107對(duì)95的表做出一個(gè)rename操作，X鎖被前面的SR鎖阻塞，這時(shí)候thread108對(duì)該表發(fā)起一個(gè)limit僅僅為1的查詢，但被X鎖阻塞。由于lock_wait_timeout這個(gè)參數(shù)通常是1年，所以一連串查詢被堵死

alter開頭的幾個(gè)SQL，無(wú)論是modify還是add，查詢出來(lái)都是SU鎖，但DDL是一個(gè)過(guò)程，其中的有一部分如果發(fā)生了阻塞，可能會(huì)發(fā)現(xiàn)是X鎖阻塞；拿SR阻塞X鎖的實(shí)驗(yàn)來(lái)說(shuō)，SR阻塞X的過(guò)程非常短暫，如果沒有剛好卡到那個(gè)點(diǎn)，看到的結(jié)果可能就是SR和SU互不干涉，但如果卡到那個(gè)點(diǎn)，就會(huì)觀測(cè)到X被SR所阻塞。具體的需要讀源碼，這里不展開

SELECT

locked_schema,

locked_table,

locked_type,

waiting_processlist_id,

waiting_age,

waiting_query,

waiting_state,

blocking_processlist_id,

blocking_age,

substring_index(sql_text,"transaction_begin;" ,-1)ASblocking_query,

sql_kill_blocking_connection

FROM

(

SELECT

b.OWNER_THREAD_IDASgranted_thread_id,

a.OBJECT_SCHEMAASlocked_schema,

a.OBJECT_NAMEASlocked_table,

"Metadata Lock"ASlocked_type,

c.PROCESSLIST_IDASwaiting_processlist_id,

c.PROCESSLIST_TIMEASwaiting_age,

c.PROCESSLIST_INFOASwaiting_query,

c.PROCESSLIST_STATEASwaiting_state,

d.PROCESSLIST_IDASblocking_processlist_id,

d.PROCESSLIST_TIMEASblocking_age,

d.PROCESSLIST_INFOASblocking_query,

concat('KILL', d.PROCESSLIST_ID)ASsql_kill_blocking_connection

FROM

performance_schema.metadata_locks a

JOINperformance_schema.metadata_locks bONa.OBJECT_SCHEMA=b.OBJECT_SCHEMA

ANDa.OBJECT_NAME=b.OBJECT_NAME

ANDa.lock_status='PENDING'

ANDb.lock_status='GRANTED'

ANDa.OWNER_THREAD_IDb.OWNER_THREAD_ID

ANDa.lock_type='EXCLUSIVE'

JOINperformance_schema.threads cONa.OWNER_THREAD_ID=c.THREAD_ID

JOINperformance_schema.threads dONb.OWNER_THREAD_ID=d.THREAD_ID

) t1,

(

SELECT

thread_id,

group_concat(CASEWHENEVENT_NAME='statement/sql/begin'THEN"transaction_begin"ELSEsql_textENDORDERBYevent_id SEPARATOR ";" )ASsql_text

FROM

performance_schema.events_statements_history

GROUPBYthread_id

) t2

WHERE

t1.granted_thread_id=t2.thread_id

MDL鎖處理

MDL元數(shù)據(jù)鎖

快速處理MDL鎖

mysql默認(rèn)隔離級(jí)別怎么加鎖

修改方法

有兩種方法可以對(duì)配置了 systemd 的程序進(jìn)行資源隔離：1. 命令行修改：通過(guò)執(zhí)行?systemctl set-property?命令實(shí)現(xiàn)，形式為?systemctl set-property?name parameter=value；修改默認(rèn)即時(shí)生效。2. 手工修改文件：直接編輯程序的 systemd unit file 文件，完成之后需手工執(zhí)行?systemctl?daemon-reload?更新配置，并重啟服務(wù)?systemctl restart name.service。

systemd unit file 里支持的資源隔離配置項(xiàng)，如常見的：

CPUQuota=value

該參數(shù)表示服務(wù)可以獲取的最大 CPU 時(shí)間，value 為百分?jǐn)?shù)形式，高于 100% 表示可使用?1 核以上的?CPU。與 cgroup cpu 控制器?cpu.cfs_quota_us?配置項(xiàng)對(duì)應(yīng)。

MemoryLimit=value

該參數(shù)表示服務(wù)可以使用的最大內(nèi)存量，value 可以使用 K, M, G, T 等后綴表示值的大小。與 cgroup?memory 控制器?memory.limit_in_bytes?配置項(xiàng)對(duì)應(yīng)。

事務(wù)的4種隔離級(jí)別

READ UNCOMMITTED ? ? ? 未提交讀，可以讀取未提交的數(shù)據(jù)。

READ COMMITTED ? ? ? ? 已提交讀，對(duì)于鎖定讀(select with for update 或者 for share)、update 和 delete 語(yǔ)句，InnoDB 僅鎖定索引記錄，而不鎖定它們之間的間隙，因此允許在鎖定的記錄旁邊自由插入新記錄。 ? ? ? ? ? ? ? ? ? ?

Gap locking 僅用于外鍵約束檢查和重復(fù)鍵檢查。

REPEATABLE READ ? ? ? ?可重復(fù)讀，事務(wù)中的一致性讀取讀取的是事務(wù)第一次讀取所建立的快照。

SERIALIZABLE ? ? ? ? ? 序列化在了解了 4 種隔離級(jí)別的需求后，在采用鎖控制隔離級(jí)別的基礎(chǔ)上，我們需要了解加鎖的對(duì)象(數(shù)據(jù)本身間隙)，以及了解整個(gè)數(shù)據(jù)范圍的全集組成。

數(shù)據(jù)范圍全集組成

SQL 語(yǔ)句根據(jù)條件判斷不需要掃描的數(shù)據(jù)范圍（不加鎖）；

SQL 語(yǔ)句根據(jù)條件掃描到的可能需要加鎖的數(shù)據(jù)范圍；

以單個(gè)數(shù)據(jù)范圍為例，數(shù)據(jù)范圍全集包含：（數(shù)據(jù)范圍不一定是連續(xù)的值，也可能是間隔的值組成）

MySQL從入門到精通(九) MySQL鎖，各種鎖

鎖是計(jì)算機(jī)協(xié)調(diào)多個(gè)進(jìn)程或線程并發(fā)訪問某一資源的機(jī)制，在數(shù)據(jù)庫(kù)中，除傳統(tǒng)的計(jì)算資源（CPU、RAM、I/O）爭(zhēng)用外，數(shù)據(jù)也是一種供許多用戶共享的資源，如何保證數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的一致性，有效性是所有數(shù)據(jù)庫(kù)必須解決的一個(gè)問題，鎖沖突也是影響數(shù)據(jù)庫(kù)并發(fā)訪問性能的一個(gè)重要因素，從這個(gè)角度來(lái)說(shuō)，鎖對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)而言是尤其重要，也更加復(fù)雜。MySQL中的鎖，按照鎖的粒度分為:1、全局鎖，就鎖定數(shù)據(jù)庫(kù)中的所有表。2、表級(jí)鎖，每次操作鎖住整張表。3、行級(jí)鎖，每次操作鎖住對(duì)應(yīng)的行數(shù)據(jù)。

全局鎖就是對(duì)整個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)實(shí)例加鎖，加鎖后整個(gè)實(shí)例就處于只讀狀態(tài)，后續(xù)的DML的寫語(yǔ)句，DDL語(yǔ)句，已經(jīng)更新操作的事務(wù)提交語(yǔ)句都將阻塞。其典型的使用場(chǎng)景就是做全庫(kù)的邏輯備份，對(duì)所有的表進(jìn)行鎖定，從而獲取一致性視圖，保證數(shù)據(jù)的完整性。但是對(duì)數(shù)據(jù)庫(kù)加全局鎖是有弊端的，如在主庫(kù)上備份，那么在備份期間都不能執(zhí)行更新，業(yè)務(wù)會(huì)受影響，第二如果是在從庫(kù)上備份，那么在備份期間從庫(kù)不能執(zhí)行主庫(kù)同步過(guò)來(lái)的二進(jìn)制日志，會(huì)導(dǎo)致主從延遲。

解決辦法是在innodb引擎中，備份時(shí)加上--single-transaction參數(shù)來(lái)完成不加鎖的一致性數(shù)據(jù)備份。

添加全局鎖: flush tables with read lock; 解鎖 unlock tables。

表級(jí)鎖,每次操作會(huì)鎖住整張表.鎖定粒度大,發(fā)送鎖沖突的概率最高,并發(fā)讀最低,應(yīng)用在myisam、innodb、BOB等存儲(chǔ)引擎中。表級(jí)鎖分為: 表鎖、元數(shù)據(jù)鎖(meta data lock, MDL)和意向鎖。

表鎖又分為: 表共享讀鎖 read lock、表獨(dú)占寫鎖write lock

語(yǔ)法: 1、加鎖 lock tables 表名 ... read/write

2、釋放鎖 unlock tables 或者關(guān)閉客戶端連接

注意: 讀鎖不會(huì)阻塞其它客戶端的讀，但是會(huì)阻塞其它客戶端的寫，寫鎖既會(huì)阻塞其它客戶端的讀，又會(huì)阻塞其它客戶端的寫。大家可以拿一張表來(lái)測(cè)試看看。

元數(shù)據(jù)鎖,在加鎖過(guò)程中是系統(tǒng)自動(dòng)控制的，無(wú)需顯示使用，在訪問一張表的時(shí)候會(huì)自動(dòng)加上，MDL鎖主要作用是維護(hù)表元數(shù)據(jù)的數(shù)據(jù)一致性，在表上有活動(dòng)事務(wù)的時(shí)候，不可以對(duì)元數(shù)據(jù)進(jìn)行寫入操作。為了避免DML和DDL沖突，保證讀寫的正確性。

在MySQL5.5中引入了MDL，當(dāng)對(duì)一張表進(jìn)行增刪改查的時(shí)候，加MDL讀鎖(共享)；當(dāng)對(duì)表結(jié)構(gòu)進(jìn)行變更操作時(shí)，加MDL寫鎖(排他).

查看元數(shù)據(jù)鎖:

select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema_metadata_locks;

意向鎖，為了避免DML在執(zhí)行時(shí)，加的行鎖與表鎖的沖突，在innodb中引入了意向鎖，使得表鎖不用檢查每行數(shù)據(jù)是否加鎖，使用意向鎖來(lái)減少表鎖的檢查。意向鎖分為,意向共享鎖is由語(yǔ)句select ... lock in share mode添加。意向排他鎖ix,由insert，update，delete，select。。。for update 添加。

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

行級(jí)鎖，每次操作鎖住對(duì)應(yīng)的行數(shù)據(jù)，鎖定粒度最小，發(fā)生鎖沖突的概率最高，并發(fā)讀最高，應(yīng)用在innodb存儲(chǔ)引擎中。

innodb的數(shù)據(jù)是基于索引組織的，行鎖是通過(guò)對(duì)索引上的索引項(xiàng)加鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)的，而不是對(duì)記錄加的鎖，對(duì)于行級(jí)鎖，主要分為以下三類:

1、行鎖或者叫record lock記錄鎖，鎖定單個(gè)行記錄的鎖，防止其他事物對(duì)次行進(jìn)行update和delete操作，在RC,RR隔離級(jí)別下都支持。

2、間隙鎖Gap lock,鎖定索引記錄間隙(不含該記錄)，確保索引記錄間隙不變，防止其他事物在這個(gè)間隙進(jìn)行insert操作，產(chǎn)生幻讀，在RR隔離級(jí)別下都支持。

3、臨鍵鎖Next-key-lock,行鎖和間隙鎖組合，同時(shí)鎖住數(shù)據(jù)，并鎖住數(shù)據(jù)前面的間隙Gap,在RR隔離級(jí)別下支持。

innodb實(shí)現(xiàn)了以下兩種類型的行鎖

1、共享鎖 S: 允許一個(gè)事務(wù)去讀一行，阻止其他事務(wù)獲得相同數(shù)據(jù)集的排他鎖。

2、排他鎖 X: 允許獲取排他鎖的事務(wù)更新數(shù)據(jù)，阻止其他事務(wù)獲得相同數(shù)據(jù)集的共享鎖和排他鎖。

insert 語(yǔ)句 排他鎖 自動(dòng)添加的

update語(yǔ)句 排他鎖 自動(dòng)添加

delete 語(yǔ)句 排他鎖 自動(dòng)添加

select 正常查詢語(yǔ)句 不加鎖 。。。

select 。。。lock in share mode 共享鎖 需要手動(dòng)在select 之后加lock in share mode

select 。。。for update 排他鎖 需要手動(dòng)在select之后添加for update

默認(rèn)情況下，innodb在repeatable read事務(wù)隔離級(jí)別運(yùn)行，innodb使用next-key鎖進(jìn)行搜索和索引掃描，以防止幻讀。

間隙鎖唯一目的是防止其它事務(wù)插入間隙，間隙鎖可以共存，一個(gè)事務(wù)采用的間隙鎖不會(huì)阻止另一個(gè)事務(wù)在同一間隙上采用的間隙鎖。

mysql要加上nextkey鎖，語(yǔ)句該怎么寫

如果在transaction1(Tr1)進(jìn)行一個(gè)

select * from table1 where id 4 lock in share mode.

這里會(huì)在table1上加一個(gè)next_key lock(間隙鎖)，基本原理是什么呢？大致是這樣的，內(nèi)存中有一個(gè)lock hash。是一個(gè)key（類似于tableid+pageid+offset）到value（所加的鎖）--- 這就是行鎖的原理。所以 id4的話，會(huì)給0 1 2 4(假設(shè)當(dāng)前數(shù)據(jù)庫(kù)沒有3)加上行鎖，這樣就保證了不會(huì)出現(xiàn)插入id=3.5這種事情的發(fā)生。

網(wǎng)站題目：mysql怎么加鎖語(yǔ)句,mysql 鎖表語(yǔ)句
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