一篇文章帶你瞭解清楚Mysql 鎖

一丶為什麼資料庫需要鎖

資料庫鎖設計的初衷是處理並行問題。作為多使用者共用 的資源，當出現並行存取的時候，資料庫需要合理地控制資源的存取規則。而鎖就是用來實 現這些存取規則的重要資料結構。

根據加鎖的範圍，MySQL 裡面的鎖大致可以分成全域性鎖、表級鎖和行鎖三類

二丶全域性鎖&全庫邏輯備份

全域性鎖就是對整個資料庫範例加鎖。全域性鎖的典型使用場景是，做全庫邏輯備份，全庫邏輯備份有以下幾種方式：

1.Flush tables with read lock (FTWRL)

Flush tables with read lock (FTWRL)可以讓整個庫處於唯讀狀態的時候，使用這個命令，之後其他執行緒的資料更新語句（資料的增刪改）、資料定義語句（包括建表、修改表結構等）和更新類事務的提交語句講被阻塞。之所以備份需要加全域性鎖是為了保證資料的一致性，

2.mysqldump –single-transaction

使用此命令會先啟動一個事務拿到一致性檢視。由於 MVCC 的支援， 這個過程中其他執行緒可以進行正常操作，但是使用mysqldump –single-transaction的前提是需要支援事務，如果存在MyISAM引擎的表，並不能保證一致性。

3.set global readonly=true

set global readonly=true也可以保證全庫唯讀，主要有兩個原因：

在有些系統中，readonly 的值會被用來做其他邏輯，比如用來判斷一個庫是主庫還是備庫。因此，修改 global 變數的方式影響面更大。 在例外處理機制上有差異。如果執行 FTWRL 命令之後由於使用者端發生異常斷開， 那麼 MySQL 會自動釋放這個全域性鎖，整個庫回到可以正常更新的狀態。而將整個庫設定為 readonly 之後，如果使用者端發生異常，則資料庫就會一直保持 readonly 狀態，這樣會導致整個庫長時間處於不可寫狀態，風險較高。

三丶鎖解決並行事務帶來的問題

1.鎖解決髒寫

多個未提交事務修改相繼對同一條記錄進行改動的時候，需要進行排隊，排隊過程其實就是通過為記錄加鎖實現的。當一個事務想修改記錄的時候，首先需要看下有沒有於記錄相關聯的鎖結構，如果沒有，那麼會在記憶體中生成與之對應的鎖結構

可能多個事務同時修改同一記錄，會產生多個鎖結構，其中只有一個事務可以獲取到鎖，其is_waiting為false，其他事務is_waiting為true，當獲取鎖的事務結束後，會喚醒其他等待的事務

2.髒讀，幻讀，不可重複讀如何避免

mysql innodb 在repeatable隔離級別下很大程度下避免了幻讀（後續詳細說到）

2.1 mvcc解決髒讀，幻讀，不可重複讀問題

Mysql InnoDB多版本並行控制MVCC 這篇部落格我們詳細說到了mvcc的實現的原理，簡單來說就是在事務執行時會生成read view，其包含四個部分

• m_ids:在生成read view時，當前系統中活躍的讀寫事務id列表
• min_trx_id:生成read view時，當前系統中活躍的讀寫事務中最小事務id，也就是m_ids中的最小值
• max_trx_id:生成read view時，系統應該分配給下一個事務的事務id值
• creator_trx_id:生成該read view的事務的事務id

查詢語句只可以查詢生成read view 時刻可以看到的資料，及事務id小於min_trx_id中的資料，寫操作則針對最新的資料。非當前讀的普通語句在讀資料的時候，生成read view的時機不同，在可重複讀的時候只會在第一次讀取（如果使用start transaction with consistent snapshot則是在事務啟動時）生成一個read view 後續不變，達到可重複讀的目的，對於讀已提交，則是每次讀取都會生成新的read view，從重新整理未提交事務集合，和min_trx_id，讀取到已經提交的資料。使用mvcc讓讀寫並不衝突，資料庫的並行能力更強。

2.2讀寫均加鎖

比如在銀行存款業務中，我們需要先讀取賬戶餘額，然後加上新增存款，然後進行寫回操作，整個流程中，我們不希望存在另外一個ATM進行存取的操作，讀寫都需要排隊，這時候就得使用鎖。

上面我們說了，寫操作進行排隊可以解決髒寫，那麼髒讀，不可重複讀，幻讀是怎麼使用讀寫加鎖解決暱？

髒讀產生的原因是，當前事務讀取到了另外一個事務沒有提交的資料，那麼只需要另外一個事務對操作的記錄加鎖，當前事務無法獲取到鎖，自然就不會發生髒讀。

不可重複讀產生的原因是，當前事務先讀取了一條記錄，然後存在另外一個事務修改了此記錄的資料，那麼只要當前事務對記錄進行加鎖，自然後續的事務將無法修改，自然不會發生不可重複讀。

幻讀產生的原因是，當前事務根據條件查詢得到一批資料，然後後續事務新增了滿足這些條件的資料，導致再次查詢時發現多了一些資料，如同出現了幻覺。這裡加鎖則不是單對記錄加鎖，而是要鎖住一個範圍，讓其他事務無法插入資料，從而解決幻讀（後續會說到這種鎖）

很明顯讀寫都加鎖，並行能力不及mvcc

3.一致性讀

事務利用MVCC進行讀取操作稱為一致性讀（又稱一致性無鎖讀，快照讀）,基本上所有的普通讀在可重複讀，讀提交隔離級別下，都是一致性讀。

4.鎖定讀

4.1共用鎖&獨佔鎖

共用鎖：簡稱S鎖，事務要讀取一條記錄的時候需要先獲取到記錄的共用鎖

獨佔鎖：簡稱x鎖，當事務需要改動記錄的時候，需要先獲取記錄的獨佔鎖

共用鎖和共用鎖相容，獨佔鎖和獨佔鎖，獨佔鎖和共用鎖互斥

4.2鎖定讀的語句

select xxx lock in share mode可以對讀取的記錄加S鎖

select xxx for update可以對讀取的記錄加X鎖

4.3 寫操作

delete

刪除記錄首先要在b+數中定位到這條記錄的位置，然後獲取x鎖，然後指向delete mark（標記記錄被刪除）

update

如果未修改鍵值，並且修改前後資料的儲存空間大小不變，那麼現在b+樹上定位記錄，然後加x鎖。反之需要在b+樹上定位資料，然後把記錄徹底刪除嗎，然後再插入一條新的記錄，對新增的這條資料加x鎖

insert

新插入記錄一般都是加隱式鎖（後面說）不需要在記憶體中生成對應的鎖結構。

三丶InnoDB表鎖

1.表級S，X鎖

innodb支援表級鎖，也支援行級鎖，表級鎖粒度相對更粗，佔用資源較少。使用表級鎖效果相當於為表中的所有記錄加鎖，所以效能比較差。

表級S鎖，X鎖

使用Lock Tables t Read，innodb儲存引擎會對錶t加共用鎖

使用Lock tables t write，innodb儲存引擎會對錶t加獨佔鎖

類似於Java中的讀寫鎖，共用鎖和共用鎖不互斥，獨佔鎖和獨佔鎖，獨佔鎖和共用鎖互斥。

2.表級意向鎖

innodb儲存引擎中，當對錶中某些記錄加S鎖之前，會在表上加上一個IS鎖，同樣加X鎖之前會加表級IX鎖，這裡的I表示意向鎖，SX表示共用還是互斥，表級意向鎖存在的目的是後續對錶加S鎖，X鎖的時候，可以快速判斷表中是否存在加鎖的記錄，避免遍歷每一個記錄檢視是否被加鎖。

3.表級AUTO-INC鎖

mysql可以為某列執行Auto Increment自增，系統給自增列賦值的實現方式主要存在兩種

使用AUTO-INC鎖，執行插入語句的時候加一個表級AUTO-INC鎖，然後為每條待插入的記錄中的自增列，進行遞增賦值，單個插入語句執行結束後釋放AUTO-INC鎖。這樣會導致其他事務的插入被阻塞。 採用輕量級AUTO-INC鎖，在為插入列賦值結束後，就釋放輕量級鎖，而不是插入語句執行完後才釋放 四.MDL

一般情況下 對某一個表執行增刪改查的時候，都不會加表鎖，但是執行一些DDL修改表結構，刪除表時，其他事務對這表的增刪改查發生阻塞。這是由MDL鎖實現的，MDL鎖也分為讀鎖和寫鎖，在進行crud操作的時候，會加MDL讀鎖，進行DDL的時候會加MDL寫鎖。

我們需要注意MDL讀鎖寫鎖是互斥的

如圖四個不同的session先後依次執行語句，其中A，B都是獲取MDL讀鎖，互不阻塞，隨即C獲取MDL寫鎖，這時候C會被阻塞，這一阻塞不打緊，還會阻塞後續獲取MDL讀鎖的事務，造成整個表不可用。這啟發了我們，在做DDL的時候要解決長事務，事務不提交，就會一直佔著MDL鎖。在 MySQL 的 information_schema 庫的innodb_trx 表中，可以查到當前執行中的事務。如果要做 DDL 變更的表剛好有長事務在執行，要考慮先暫停 DDL，或者 kill 掉這個長事務。

五丶innodb 行鎖

1.Record Lock

官方名稱Lock_REC_NOT_GAP

記錄鎖有S鎖和X鎖，S型記錄鎖之間可以共用，X型記錄鎖和S型記錄鎖，X型記錄鎖互斥

2.GAP Lock

innodb的可重複讀級別，使用詞鎖解決幻讀問題，前面我們說過，其難點在於，加鎖的時候幻影記錄還未出現。官方使用Lock_GAP實現如下操作

此處的gap鎖可以反之其他事務在number為8記錄前面的間隙插入新的記錄，在區間（3，8）內無法進行插入操作，當另外一個事務要插入number為4的記錄時，首先需要定位到該條記錄的下一條記錄，也就是number為8的記錄，此時number為8的記錄具備gap鎖，所以將阻塞插入操作，直到gap鎖被釋放，其他事務才能進行插入。
gap鎖出現的目的，就是為了防止插入幻影記錄，如果對記錄上gap鎖，並不會限制其他事務對記錄加記錄鎖。

innodb有兩個虛擬的記錄Infimum(虛擬最小)，Supermun(虛擬最大)當我們想在(xx,正無窮)範圍鎖住幻影記錄時就可以對Supermun加gap鎖。

3.Next-Key Lock

Next-Key Lock = 記錄鎖 + gap鎖，既鎖住記錄，也鎖住記錄之前的間隙

4.Insert Intention Lock

插入意向鎖，表示事務想在某個間隙插入新的記錄，但是當前處於等待狀態。

比如事務A持有（4，8）範圍內的gap鎖，事務B和C，想插入（4，8）範圍內的記錄，就會在記憶體中生成事務B，C對應的插入意向鎖，當前事務A釋放gap鎖的時候，將喚醒事務B和C，事務B和C可以同時獲取插入意向鎖，然後進行插入。插入意向鎖並不會阻止對記錄繼續上鎖。

5.隱式鎖

為事務生成記憶體中的鎖結構並不是一個0成本的事情，為了節省這個成本，提出隱式鎖的概念。

當一個事務插入語一條記錄A，其他事務

select xxx Lock in share mode讀取記錄A（獲取記錄A的S鎖），或者使用select xxx for update（獲取記錄A的X鎖） 立即修改記錄A（獲取x鎖）

對於聚簇索引來說，有一個隱藏列trx_id此列儲存著最後更改記錄的事務id，在當前事務A插入記錄後，便是儲存著當前事務A的id，其他事務B企圖獲取x鎖，s鎖的時候，就需要下先看一下，trx_id隱藏列對應的事務是否存活，如果不是那麼正常獲取，反之需要為當前事務A建立一個x鎖記憶體結構，並標記is_waiting為false，然後事務B將為自己建立一個鎖結構，is_waiting 為true然後事務B進入等待狀態

對於二級索引來說，其不具備隱藏列trx_id但是在二級索引頁面的page header中的page_maxt_trx_id屬性，記錄了改動頁面最大的事務id，如果其屬性值小於當前最小的活躍事務id，那麼說明對頁面的改動事務已經提交，否則需要定位到二級索引記錄，然後回表對聚簇索引進行上述聚簇索引的操作。

一個事務對新插入的記錄不需要顯示的加鎖，由於事務id的存在相當於加了一個隱式鎖，別的事務需要加S鎖或者X鎖的時候，先幫之前的事務生成鎖結構，然後為自己生成鎖結構，再進入阻塞狀態。隱式鎖起到了延遲加鎖的作用，也許別的事務不會獲取於隱式鎖衝突的鎖，這時候可以減少記憶體中生成鎖結構。

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