mysql锁
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,除传统的计算资源(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。
一、全局锁
1.概述
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?
2.案例:
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。
- 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。
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。
3.语法
3.1加全局锁
flush tables with read lock ;
3.2数据备份
mysqldump -h(ip地址) -uroot –p1234 itcast > itcast.sql
3.3释放锁
unlock tables ;
4.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。
select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from
performance_schema.metadata_locks ;
二、表级锁
1.概述
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
2.表锁
2.1种类
对于表锁,分为两类:
-
表共享读锁(read lock)
-
表独占写锁(write lock)
2.2语法
-
加锁:lock tables 表名… read/write。
-
释放锁:unlock tables / 客户端断开连接 。
2.3特点
2.3.1读锁
读锁不会阻塞当前客户端和其他客户端的读操作,但会阻塞写操作。(这些阻塞操作会在锁释放后被一一执行)
2.3.2写锁
读锁不会阻塞当前客户端的读和写操作,但会阻塞其他客户端的读和写操作。(这些阻塞操作会在锁释放后被一一执行)
- 当前客户端可以读和写
- 其他客户端不可以读和写
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.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:
4.意向锁
-
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;
5.行级锁
5.1概述
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。
5.2行锁
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。
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。
5.2间隙锁/临建锁
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。
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。
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