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MySQL锁总结

全局锁​

flush tables with read lock和unlock tables

主要用于数据库备份，整个数据库处于只读状态

如果支持MVCC，那么可以用可重复读隔离级别进行数据库备份， mysqldump 时加上 –single-transaction 参数

表级锁​

表锁​

lock tables t_student read/write;和unlock tables

元数据锁MDL​

对表CRUD，加MDL读锁

对表做变更，加MDL写锁

事务执行期间，MDL 是一直持有的,写锁获取优先级高于读锁

意向锁​

  • 加上共享锁之前，需要先在表级别加上一个意向共享锁
  • 加上独占锁之前，需要先在表级别加上一个意向独占锁

意向共享锁和意向独占锁是表级锁，不会和行级的共享锁和独占锁发生冲突，而且意向锁之间也不会发生冲突，只会和共享表锁（lock tables ... read）和独占表锁（lock tables ... write）发生冲突。

如果没有「意向锁」，那么加「独占表锁」时，就需要遍历表里所有记录，查看是否有记录存在独占锁，这样效率会很慢。

意向锁的目的是为了快速判断表里是否有记录被加锁。

AUTO-INC 锁​

数据库会自动给主键赋值递增的值，这主要是通过 AUTO-INC 锁实现的。插入语句后就会立即释放。

行级锁​

InnoDB 引擎是支持行级锁的

共享锁（S锁）满足读读共享，读写互斥。独占锁（X锁）满足写写互斥、读写互斥。

记录锁​

Record Lock，记录锁，也就是仅仅把一条记录锁上；分 S 锁（读搜）和 X 锁（写锁）

间隙锁​

Gap Lock，间隙锁，锁定一个范围，但是不包含记录本身，只存在于可重复读隔离级别，目的是为了解决可重复读隔离级别下幻读的现象。间隙锁之间是兼容的

临键锁​

Next-Key Lock：Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身

插入意向锁​

一个事务在插入一条记录的时候，需要判断插入位置是否已被其他事务加了间隙锁（next-key lock 也包含间隙锁）。如果有的话，插入操作就会发生阻塞，直到拥有间隙锁的那个事务提交为止（释放间隙锁的时刻），在此期间会生成一个插入意向锁，表明有事务想在某个区间插入新记录，但是现在处于等待状态。

加锁规则​

加锁的对象是索引，加锁的基本单位是 next-key lock，它是由记录锁和间隙锁组合而成的，next-key lock 是前开后闭区间，而间隙锁是前开后开区间。

  • 在能使用记录锁或者间隙锁就能避免幻读现象的场景下， next-key lock 就会退化成记录锁或间隙锁。

分析加锁语句：select * from performance_schema.data_locks\G;

通过 LOCK_MODE 可以确认是 next-key 锁，还是间隙锁，还是记录锁：

  • 如果 LOCK_MODE 为 X，说明是 next-key 锁；
  • 如果 LOCK_MODE 为 X, REC_NOT_GAP，说明是记录锁；
  • 如果 LOCK_MODE 为 X, GAP，说明是间隙锁；

唯一等值查询​

  • 记录存在，退化为记录锁
  • 不存在，退化为间隙锁，锁范围，不包括右边界、

唯一索引查询​

会对每一个扫描到的索引加 next-key 锁，然后如果遇到下面这些情况，会退化成记录锁或者间隙锁：

  • 针对大于等于，退化为记录锁
  • 针对小于等于
    • 记录不在表中，退化为间隙锁
    • 记录在表中，小于退化为间隙锁，小于等于

非唯一索引等值查询​

存在两个索引，一个是主键索引，一个是非唯一索引（二级索引），所以在加锁时，同时会对这两个索引都加锁，但是对主键索引加锁的时候，只有满足查询条件的记录才会对它们的主键索引加锁。

  • 记录存在，扫描的二级索引加next-key锁，对第一个不符合条件的二级索引加间隙锁，符合条件的主键索引加记录锁
  • 不存在，第一条不符合条件的二级索引，加间隙锁，

非唯一索引范围查询​

索引的 next-key lock 不会有退化为间隙锁和记录锁的情况，也就是非唯一索引进行范围查询时，对二级索引记录加锁都是加 next-key 锁。

没有加索引​

每一条记录的索引上都会加 next-key 锁，这样就相当于锁住的全表

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