MySQL中的全局锁与表锁

MySQL中的各种锁

根据加锁的范围，MySQL里面的锁大致可以分成全局锁、表级锁和行锁三类。本节重点讲解一下全局锁以及表锁，InnoDB级别的锁比较特殊，我们单独开一个章节讲解。

全局锁

顾名思义，全局锁就是对整个数据库实例加锁。MySQL提供了一个加全局读锁的方法，命令是 Flush tables with read lock (FTWRL)。当你需要让整个库处于只读状态的时候，可以使用这个命令，之后其他线程的以下语句会被阻塞：数据更新语句（数据的增删改）、数据定义语句（包括建表、修改表结构等）和更新类事务的提交语句。

全局锁的使用场景

全局锁的典型使用场景是，做全库逻辑备份。也就是把整库每个表都select出来存成文本。

通过FTWRL确保不会有其他线程对数据库做更新，然后对整个库做备份。注意，在备份过程中整个库完全处于只读状态。

但是让整库都只读，听上去就很危险：

• 如果你在主库上备份，那么在备份期间都不能执行更新，业务基本上就得停摆；
• 如果你在从库上备份，那么备份期间从库不能执行主库同步过来的binlog，会导致主从延迟。（主库继续执行业务，从库瘫痪，专门用来同步主库信息导致的延迟）。

全局锁的必要性

看来加全局锁不太好。但是细想一下，备份为什么要加锁呢？我们来看一下不加锁会有什么问题。（也就是说备份是，数据库继续用于执行业务）。

现在发起一个逻辑备份。假设备份期间，有一个用户，他购买了一门课程，业务逻辑里就要扣掉他的余额，然后往已购课程里面加上一门课。

如果时间顺序上是先备份账户余额表(u_account)，然后用户购买，然后备份用户课程表(u_course)，会怎么样呢？你可以看一下这个图：

可以看到，假设主库中的这两次本分是一个原子操作，但由于备份的时间不同步原因，破坏了这个原子性。第一次备份u_account表中数据的时候，用户A是有钱，没有买课的。当同步到u_course表时，此时主库已经把课程买好并且扣钱了。因此备份数据备份u_course表时，会将课程信息成功记录。但是u_account表中的200块此时已经同步过了。所以备份出来的结果就成了，用户一毛钱没花，却拜拜得到了一门课程。

当然，当主库的扣钱与买课顺序颠倒一下的话，用户就有可能变成花了钱，但没买到课的冤大头。

为什么不用MVCC实现备份

如果你对MVCC的可重复读隔离级别有较为深刻的理解的话，那你肯定会奇怪为什么不在做备份时，生成一个当前状态的Read View，这样不就可以保证数据的一致性了？

一致性读是好，但前提是引擎要支持这个隔离级别。比如，对于MyISAM这种不支持事务的引擎，如果备份过程中有更新，总是只能取到最新的数据，那么就破坏了备份的一致性。这时，我们就需要使用FTWRL命令了。

所以，single-transaction方法只适用于所有的表使用事务引擎的库（比如InnoDB实现的表）。如果有的表使用了不支持事务的引擎，那么备份就只能通过FTWRL方法。这往往是DBA要求业务开发人员使用InnoDB替代MyISAM的原因之一。

业务的更新不只是增删改数据（DML)，还有可能是加字段等修改表结构的操作（DDL）。不论是哪种方法，一个库被全局锁上以后，你要对里面任何一个表做加字段操作，都是会被锁住的。

表锁

MySQL里面表级别的锁有两种：一种是表锁，一种是元数据锁（meta data lock，MDL)。

普通表锁

锁的语法是 lock tables … read/write。与FTWRL类似，可以用unlock tables主动释放锁，也可以在客户端断开的时候自动释放。需要注意，lock tables语法除了会限制别的线程的读写外，也限定了本线程接下来的操作对象。

举个例子, 如果在某个线程A中执行lock tables t1 read, t2 write; 这个语句，则其他线程写t1、读写t2的语句都会被阻塞。同时，线程A在执行unlock tables之前，也只能执行读t1、读写t2的操作。连写t1都不允许，自然也不能访问其他表。

在还没有出现更细粒度的锁的时候，表锁是最常用的处理并发的方式。而对于InnoDB这种支持行锁的引擎，一般不使用lock tables命令来控制并发，毕竟锁住整个表的影响面还是太大。

估计MySQL开发人员最早的时候，绝对一张表能存个几百条数据已经不得了了。但是后面发现一张表中存个几百上千万的数据都不是不可能的。表锁相当于给整个表的所有行加了行锁。

于是，InnoDB的开发人员觉得这个锁的粒度实在太大了。于是，研发了行锁，减小了锁的粒度，提高并发。

MDL（metadata lock)

另一类表级的锁是MDL（metadata lock)。MDL不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。MDL的作用是，保证读写的正确性。你可以想象一下，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，删了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。

因此，在MySQL 5.5版本中引入了MDL，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。

怎么理解MDL读锁和MDL写锁呢。

和并发线程中的读写锁一样，将就读读共享，读写分离这个概念。也就是说，任何增删改查操作之间都是互不影响的。而修改表结构与其他修改表结构，以及对该表的增删改查都是互斥的。

注意：这个锁是默认加的！必须得有。

MySQL事务的公平锁机制

MDL锁机制的产生，让我不禁有一个疑惑。就是只要有读写锁，必然会伴随事务饥饿的问题。所谓事务饥饿：当一个表本身加着MDL读锁，但是不停地有新加入的事务去维持这个读锁，那我MDL写锁岂不是只有永远等着的份儿了？一定要等所有对该表的增删改查操作结束后，才可以获取MDL写锁去修改表结构。

但实际上，这是不存在的。因为MySQL中的事务是以公平锁机制实现的。也就是所有的事务再加MDL锁时都是有序的。我们举下面这个例子来说：

如图，当事务A执行查询时，t表就被加了MDL读锁。事务B也属于增删改查操作，因此不会被阻塞。但是事务C需要加一个MDL写锁，因此只有被阻塞。

按照我原本的思路，新加入的事务D如果是非公平锁机制的话。那么事务D就会立刻获取MDL读锁去执行。然而，实际事务D会被阻塞。这也就证明了MySQL中对MDL加锁的公平性，必须按事务的产生顺序执行锁操作，因此就没有我们所担心的事务饥饿问题。

为什么给一个小表加个字段，导致整个库挂了。

你肯定知道，给一个表加字段，或者修改字段，或者加索引，需要扫描全表的数据。在对大表操作的时候，你肯定会特别小心，以免对线上服务造成影响。而实际上，即使是小表，操作不慎也会出问题。我们继续用上面图中的例子，假设表t是一个小表。

假设事务A或者事务B是一个长事务，则就会导致事务C一直等锁。而最严重的后果是，事务C之后的所有对该表的增删改查事务全部被阻塞了！

如果某个表上的查询语句频繁，而且客户端有重试机制，也就是说超时后会再起一个新session再请求的话，这个库的线程很快就会爆满。

你现在应该知道了，事务中的MDL锁，在语句执行开始时申请，但是语句结束后并不会马上释放，而会等到整个事务提交后再释放。

如何安全的给小表加字段？

首先我们要解决长事务，事务不提交，就会一直占着MDL锁。在MySQL的information_schema 库的 innodb_trx 表中，你可以查到当前执行中的事务。如果你要做DDL变更的表刚好有长事务在执行，要考虑先暂停DDL，或者kill掉这个长事务。

但考虑一下这个场景。如果你要变更的表是一个热点表，虽然数据量不大，但是上面的请求很频繁，而你不得不加个字段，你该怎么做呢？

这时候kill可能未必管用，因为新的请求马上就来了。比较理想的机制是，在alter table语句里面设定等待时间，如果在这个指定的等待时间里面能够拿到MDL写锁最好，拿不到也不要阻塞后面的业务语句，先放弃。之后开发人员重试命令重复这个过程。

MariaDB已经合并了AliSQL的这个功能，所以这两个开源分支目前都支持DDL NOWAIT/WAIT n这个语法。

ALTER TABLE tbl_name NOWAIT add column ...
ALTER TABLE tbl_name WAIT N add column ... 

就一直疯狂点，直到MDL写锁成功抢到锁为止！