MySQL-锁

并发事务访问相同记录

读-读情况

读-读情况，即并发事务相继读取相同的记录
读取操作本身不会对记录有任何影响，并不会引起什么问题，所以允许这种情况的发生

写-写情况

写-写情况，即并发事务相继对相同的记录做出改动
在这种情况下会发生脏写的问题，任何一种隔离级别都不允许这种问题的发生。所以在多个未提交事务相继对一条记录做改动时，需要让它们排队执行 ，这个排队的过程其实是通过锁来实现的

读-写或写-读情况

读-写或写-读，即一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。这种情况下可能发生脏读、不可重复读、幻读的问题

并发问题的解决方案一 ：读操作利用多版本并发控制（MVCC），写操作进行加锁

MVCC，就是生成一个ReadView，通过ReadView找到符合条件的记录版本（历史版本由undo日志构建）
查询语句只能读到在生成ReadView之前已提交事务所做的更改，在生成ReadView之前未提交的事务或者之后才开启的事务所做的更改是看不到的
写操作肯定针对的是最新版本的记录，读记录的历史版本和改动记录的最新版本本身并不冲突，也就是采用MVCC时，读-写操作并不冲突

并发问题的解决方案二 ：读、写操作都采用加锁的方式

每次操作必须读取记录的最新版本，也就是跟写写情况一样都排队执行
可以解决脏读，可重复读，幻读的问题

两种情况对比：

采用 MVCC 方式的话，读-写操作彼此并不冲突，性能更高
采用加锁方式的话，读-写操作彼此需要排队执行，影响性能

普通的SELECT在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别下会使用到MVCC

在 READ COMMITTED 隔离级别下，一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadView，ReadView的存在本身就保证了事务不可以读取到未提交的事务所做的更改，也就是避免了脏读现象
在 REPEATABLE READ 隔离级别下，一个事务在执行过程中只有第一次执行SELECT操作才会生成一个ReadView，之后的SELECT操作都复用这个ReadView，这样也就避免了不可重复读和幻读的问题

锁的介绍

事务的隔离性锁来实现
为保证数据的一致性，需要对并发操作进行控制，因此产生了锁
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。同时锁机制也为实现MySQL的各个隔离级别提供了保证
锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素

从数据操作的类型划分：读锁、写锁

读写锁引出

在使用加锁的方式解决问题时，由于既要允许读-读情况不受影响，又要使写-写、读-写或写-读情况中的操作相互阻塞，所以MySQL实现一个由两种类型的锁组成的锁系统来解决
这两种类型的锁通常被称为共享锁（Shared Lock，SLock）和排他锁（Exclusive Lock，XLock），也叫读锁（readlock）和写锁（write lock）

读写锁含义

读锁：也称为共享锁、英文用 S 表示。针对同一份数据，多个事务的读操作可以同时进行而不会互相影响，相互不阻塞
写锁：也称为排他锁、英文用 X 表示。当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁。这样就能确保在给定的时间里，只有一个事务能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的同一资源

作用域：

InnoDB引擎来说，读锁和写锁可以加在表上，也可以加在行上
MyIsam引擎只能加在表上

锁定读之对读取的记录加S锁

允许别的事务继续获取这些记录的S锁（比方说别的事务也使用SELECT...LOCK IN SHARE MODE 语句来读取这些记录）
不能获取这些记录的X锁（比如使用 SELECT.....FOR UPDATE 语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录）
如果别的事务想要获取这些记录的X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的S锁释放掉

sql 复制代码

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE;
#或
SELECT ... FOR SHARE; # 8.0新增语法

锁定读之对读取的记录加X锁

既不允许别的事务获取这些记录的S锁（比方说别的事务使用SELECT...LOCK IN SHARE MODE语句来读取这些记录）
也不允许获取这些记录的X锁（比如使用 SELECT.....FOR UPDATE语句来读取这些记录，或者直接修改这些记录）
如果别的事务想要获取这些记录的S锁或者X锁，那么它们会阻塞，直到当前事务提交之后将这些记录上的X锁释放掉

sql 复制代码

SELECT ... FOR UPDATE;

MySQL8.0新加参数

NOWAIT会立即报错返回
SKIP LOCKED也会立即返回，只是返回的结果中不包含被锁定的行

sql 复制代码

select * from t1 where c1=2 for update nowait;
select * from t1 where c1=2 for update skip locked;

从数据操作的粒度划分：表级锁、页级锁、行锁

表锁

该锁会锁定整张表，它是MySQL中最基本的锁策略，并不依赖于存储引擎（不管你是MySQL的什么存储引擎，对于表锁的策略都是一样的）
表锁是开销最小的策略（因为粒度比较大）
由于表级锁一次会将整个表锁定，所以可以很好的避免死锁问题
锁的粒度大所带来最大的负面影响就是出现锁资源争用的概率也会最高，导致并发率大打折扣

表级别的S锁、X锁

一般情况下，不会使用InnoDB存储引擎提供的表级别的 S锁和 X锁
在一些特殊情况下，比方说崩溃恢复过程中用到
在系统变量 autocommit=0，innodb_table_locks = 1 时，手动获取InnoDB存储引擎提供的表t 的 S锁或者 X锁

sql 复制代码

LOCK TABLES t READ --InnoDB存储引擎会对表 t 加表级别的 S锁 
LOCK TABLES t WRITE --InnoDB存储引擎会对表 t 加表级别的 X锁
UNLOCK TABLES; -- 释放锁

表级锁有两种模式

表共享读锁（Table Read Lock）
表独占写锁（Table Write Lock）

|-----|------|------|----------|------|------|
| 锁类型 | 自己可读 | 自己可写 | 自己可操作其他表 | 他人可读 | 他人可写 |
| 读锁 | 是 | 否 | 否 | 是 | 否，等 |
| 写锁 | 是 | 是 | 否 | 否，等 | 否，等 |

意向锁（intention lock）

InnoDB 支持多粒度锁（multiple granularity locking），它允许行级锁与表级锁共存，而意向锁就是其中的一种表锁
意向锁是由存储引擎 自动维护 的，用户无法手动操作意向锁，在为数据行加共享 / 排他锁之前，InooDB 会先获取该数据行所在数据表的对应意向锁
意向锁的存在是为了协调行锁和表锁的关系，支持多粒度（表锁与行锁）的锁并存
意向锁是一种不与行级锁冲突表级锁，这一点非常重要
表明"某个事务正在某些行持有了锁或该事务准备去持有锁"

意向锁分为两种

意向共享锁（intention shared lock, IS）：事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）

sql 复制代码

-- 事务要获取某些行的 S 锁，必须先获得表的 IS 锁。
SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;

意向排他锁（intention exclusive lock, IX）：事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）

sql 复制代码

-- 事务要获取某些行的 X 锁，必须先获得表的 IX 锁。
SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;

意向锁作用

两个事务T1和T2，如果没有意向锁存在，那么T2就需要去检查各个页或行是否存在锁，如果存在意向锁，那么此时就会受到由T1控制的表级别意向锁的阻塞
给某一行数据加上了排它锁，数据库会自动给更大一级的空间，比如数据页或数据表加上意向锁

意向锁的并发性

意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！正因为如此，意向锁并不会影响到多个事务对不同数据行加排他锁时的并发性
InnoDB 支持多粒度锁，特定场景下，行级锁可以与表级锁共存
意向锁之间互不排斥，但除了 IS 与 S 兼容外，意向锁会与共享锁 / 排他锁互斥
IX，IS是表级锁，不会和行级的X，S锁发生冲突。只会和表级的X，S发生冲突
意向锁在保证并发性的前提下，实现了行锁和表锁共存且满足事务隔离性的要求

自增锁（AUTO-INC锁）

AUTO-INC锁是当向使用含有AUTO_INCREMENT 列的表中插入数据时需要获取的一种特殊的表级锁
在执行插入语句时就在表级别加一个AUTO-INC锁，然后为每条待插入记录的AUTO_INCREMENT修饰的列分配递增的值，在该语句执行结束后，再把AUTO-INC锁释放掉
一个事务在持有AUTO-INC锁的过程中，其他事务的插入语句都要被阻塞，可以保证一个语句中分配的递增值是连续的。也正因为此，其并发性显然并不高
innodb通过innodb_autoinc_lock_mode的不同取值来提供不同的锁定机制，来显著提高SQL语句的可伸缩性和性能
- innodb_autoinc_lock_mode = 0("传统"锁定模式)：对于AUTO-INC锁的争夺会限制并发能力
- innodb_autoinc_lock_mode = 1("连续"锁定模式)：在MySQL8.0之前，连续锁定模式是默认的
- innodb_autoinc_lock_mode = 2("交错"锁定模式)：从MySQL8.0开始，交错锁模式是默认设置

元数据锁（MDL锁）

MySQL5.5引入了meta data lock，简称MDL锁，属于表锁
MDL 的作用是，保证读写的正确性
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
不需要显示添加，访问表时自动加上

InnoDB行锁

行锁（Row Lock）也称为记录锁，就是锁住某一行（某条记录row）
MySQL服务器层并没有实现行锁机制，行级锁只在存储引擎层实现
优点：锁定力度小，发生锁冲突概率低，可以实现的并发度高
缺点：对于锁的开销比较大，加锁会比较慢，容易出现死锁情况。
InnoDB与MyISAM的最大不同有点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁

记录锁（Record Locks）

记录锁也就是仅仅把一条记录锁上，官方的类型名称为： LOCK_REC_NOT_GAP
记录锁是有S锁和X锁之分的，称之为 S型记录锁和 X型记录锁
当一个事务获取了一条记录的S型记录锁后，其他事务也可以继续获取该记录的S型记录锁，但不可以继续获取X型记录锁
当一个事务获取了一条记录的X型记录锁后，其他事务既不可以继续获取该记录的S型记录锁，也不可以继续获取X型记录锁

间隙锁（Gap Locks）

InnoDB提出了一种称之为Gap Locks 的锁，官方的类型名称为： LOCK_GAP，简称为 gap锁
gap锁的提出仅仅是为了防止插入幻影记录而提出的
某条记录加了gap锁，意味着不允许别的事务在该记录前边的间隙插入新记录

临键锁（Next-Key Locks）

既想锁住某条记录，又想阻止其他事务在该记录前边的间隙插入新记录，所以InnoDB就提
出了一种称之为 Next-Key Locks 的锁，官方的类型名称为： LOCK_ORDINARY ，我们也可以简称为next-key锁
Next-Key Locks是在存储引擎 innodb、事务级别在可重复读的情况下使用的数据库锁，innodb默认的锁就是Next-Key locks
next-key锁的本质就是一个记录锁和一个gap锁的合体，它既能保护该条记录，又能阻止别的事务将新记录插入

插入意向锁（Insert Intention Locks）

一个事务在插入一条记录时需要判断一下插入位置是不是被别的事务加了 gap锁（ next-key锁也包含 gap锁），如果有的话，插入操作需要等待，直到拥有 gap锁的那个事务提交
InnoDB规定事务在等待的时候也需要在内存中生成一个锁结构，表明有事务想在某个间隙中插入新记录，但是现在在等待。InnoDB就把这种类型的锁命名为 Insert Intention Locks ，官方的类型名称为：LOCK_INSERT_INTENTION ，我们称为插入意向锁
插入意向锁是一种 Gap锁，不是意向锁，插入意向锁是在插入一条记录行前，由insert操作时产生，并不会阻止别的事务继续获取该记录上任何类型的锁

页锁

页锁的开销介于表锁和行锁之间，会出现死锁。锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般
每个层级的锁数量是有限制的，因为锁会占用内存空间，锁空间的大小是有限的。当某个层级的锁数量超过了这个层级的阈值时，就会进行锁升级
锁升级就是用更大粒度的锁替代多个更小粒度的锁，比如InnoDB 中行锁升级为表锁，这样做的好处是占用的锁空间降低了，但同时数据的并发度也下降了

从对待锁的态度划分：乐观锁、悲观锁

悲观锁（Pessimistic Locking）

悲观锁对数据被其他事务的修改持保守态度，会通过数据库自身的锁机制来实现，从而保证数据操作的排它性
悲观锁总是假设最坏的情况，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会阻塞直到它拿到锁（共享资源每次只给一个线程使用，其它线程阻塞，用完后再把资源转让给其它线程）
select.....for update语句执行过程中所有扫描的行都会被锁上，因此在MySQL中用悲观锁必须确定使用了索引，而不是全表扫描，否则将会把整个表锁住

乐观锁（Optimistic Locking）

乐观锁认为对同一数据的并发操作不会总发生，属于小概率事件，不用每次都对数据上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据
不采用数据库自身的锁机制，而是通过程序来实现。在程序上，我们可以采用版本号机制或者 CAS机制实现
乐观锁适用于多读的应用类型，这样可以提高吞吐量

乐观锁的版本号机制

在表中设计一个版本字段 version ，第一次读的时候，会获取 version 字段的取值
然后对数据进行更新或删除操作时，会执行 UPDATE ... SET version=version+1 WHERE version=version 。此时如果已经有事务对这条数据进行了更改，修改就不会成功

乐观锁的时间戳机制

时间戳和版本号机制一样，也是在更新提交的时候，将当前数据的时间戳和更新之前取得的时间戳进行比较，如果两者一致则更新成功，否则就是版本冲突

两种锁的适用场景

乐观锁适合 读操作多 的场景，相对来说写的操作比较少。它的优点在于程序实现，不存在死锁问题，不过适用场景也会相对乐观，因为它阻止不了除了程序以外的数据库操作。
悲观锁适合 写操作多 的场景，因为写的操作具有排它性。采用悲观锁的方式，可以在数据库层面阻止其他事务对该数据的操作权限，防止读 - 写和写 - 写的冲突

全局锁

全局锁就是对整个数据库实例加锁，让整个库处于只读状态
全局锁的典型使用场景是：做全库逻辑备份

sql 复制代码

Flush tables with read lock

死锁

死锁概念

两个或多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环

出现死锁的解决策略

直接进入等待，直到超时。这个超时时间可以通过参数innodb_lock_wait_timeout 来设置
发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务（将持有最少行级排他锁的事务进行回滚），让其他事务得以继续执行。将参数 innodb_deadlock_detect 设置为on ，表示开启检测逻辑

锁的内存结构

锁所在的事务信息

不论是表锁还是行锁，都是在事务执行过程中生成的，哪个事务生成了这个锁结构，这里就记录这个事务的信息
此锁所在的事务信息在内存结构中只是一个指针，通过指针可以找到内存中关于该事务的更多信息，比方说事务id等

索引信息

对于行锁来说，需要记录一下加锁的记录是属于哪个索引的。这里也是一个指针

表锁／行锁信息

表锁：记载着是对哪个表加的锁，还有其他的一些信息
行锁
- Space ID ：记录所在表空间。
- Page Number ：记录所在页号。
- n_bits ：对于行锁来说，一条记录就对应着一个比特位，一个页面中包含很多记录，用不同的比特位来区分到底是哪一条记录加了锁。为此在行锁结构的末尾放置了一堆比特位，n_bits 属性代表使用了多少比特位

type_mode：一个32位的数

锁的模式（ lock_mode ），占用低4位
- LOCK_IS （十进制的 0 ）：表示共享意向锁，也就是 IS锁
- LOCK_IX （十进制的 1 ）：表示独占意向锁，也就是 IX锁
- LOCK_S （十进制的 2 ）：表示共享锁，也就是 S锁
- LOCK_X （十进制的 3 ）：表示独占锁，也就是 X锁
- LOCK_AUTO_INC （十进制的 4 ）：表示 AUTO-INC锁
锁的类型（ lock_type ），占用第5～8位，现阶段只有第5位和第6位被使用
- LOCK_TABLE （十进制的 16 ），也就是当第5个比特位置为1时，表示表级锁
- LOCK_REC （十进制的 32 ），也就是当第6个比特位置为1时，表示行级锁
行锁的具体类型（ rec_lock_type ）
- LOCK_ORDINARY （十进制的 0 ）：表示 next-key锁
- LOCK_GAP （十进制的 512 ）：也就是当第10个比特位置为1时，表示 gap锁
- LOCK_REC_NOT_GAP （十进制的 1024 ）：也就是当第11个比特位置为1时，表示正经记录锁
- LOCK_INSERT_INTENTION （十进制的 2048 ）：也就是当第12个比特位置为1时，表示插入意向锁
is_waiting 属性
- LOCK_WAIT （十进制的 256 ）：当第9个比特位置为 1 时，表示 is_waiting 为 true ，也就是当前事务尚未获取到锁，处在等待状态；当这个比特位为 0 时，表示 is_waiting 为
  false ，也就是当前事务获取锁成功

其他信息

哈希表和链表

一堆比特位

行锁结构InnoDB数据页中的每条记录在记录头信息中都包含一个 heap_no 属性，伪记录 Infimum 的heap_no 值为 0 ， Supremum 的 heap_no 值为 1 ，之后每插入一条记录， heap_no 值就增1
锁结构最后的一堆比特位就对应着一个页面中的记录，一个比特位映射一个 heap_no ，即一个比特位映射到页内的一条记录

锁监控

查看InnoDB_row_lock等状态变量

sql 复制代码

show status like 'innodb_row_lock%';

Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量；
Innodb_row_lock_time ：从系统启动到现在锁定总时间长度；（等待总时长）
Innodb_row_lock_time_avg ：每次等待所花平均时间；（等待平均时长）
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间
Innodb_row_lock_waits ：系统启动后到现在总共等待的次数；（等待总次数）

查看information_schema 库

MySQL5.7及之前，可以通过information_schema.INNODB_LOCKS查看事务的锁情况，但只能看到阻塞事务的锁；如果事务并未被阻塞，则在该表中看不到该事务的锁情况
MySQL8.0删除了information_schema.INNODB_LOCKS ，添加了performance_schema库的data_locks，可以通过performance_schema.data_lock s查看事务的锁情况，和MySQL5.7及之前不同，performance_schema.data_locks不但可以看到阻塞该事务的锁，还可以看到该事务所持有的锁，information_schema.INNODB_LOCK_WAITS 也被 performance_schema.data_lock_waits所代替

sql 复制代码

-- 查询正在被锁阻塞的sql语句
SELECT * FROM information_schema.INNODB_TRX\G;
-- 查询锁等待情况
SELECT * FROM data_lock_waits\G;
-- 查询锁的情况
SELECT * from performance_schema.data_locks\G;

并发事务访问相同记录

锁的介绍

从数据操作的类型划分：读锁、写锁

从数据操作的粒度划分：表级锁、页级锁、行锁

表锁

表级别的S锁、X锁

意向锁 （intention lock）

自增锁（AUTO-INC锁）

元数据锁（MDL锁）

InnoDB行锁

记录锁（Record Locks）

间隙锁（Gap Locks）

临键锁（Next-Key Locks）

插入意向锁（Insert Intention Locks）

页锁

从对待锁的态度划分：乐观锁、悲观锁

悲观锁（Pessimistic Locking）

乐观锁（Optimistic Locking）

全局锁

死锁

锁的内存结构

锁监控

意向锁（intention lock）