第六讲：全局锁和表锁

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。

一、全局锁

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)。

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。

以前有一种做法，是通过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：
1. 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；
2. 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。
看来加全局锁不太好。

最优方案：官方自带的逻辑备份工具是mysqldump。当mysqldump使用参数–single-transaction的时候，导数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图。而由于MVCC的支持，这个过程中数据是可以正常更新的。

有了这个功能，为什么还需要FTWRL呢？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。

single-transaction方法只适用于所有的表使用事务引擎的库。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。

二、表级锁

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

表锁的语法是 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。一般是在数据库引擎不支持行锁的时候才会被用到的。

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。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。

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。基于上面的分析，我们来讨论一个问题，如何安全地给小表加字段？

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。之后开发人员或者DBA再通过重试命令重复这个过程。

第七讲：行锁

三、行锁

不支持行锁意味着并发控制只能使用表锁，对于这种引擎的表，同一张表上任何时刻只能有一个更新在执行，这就会影响到业务并发度。InnoDB是支持行锁的，这也是MyISAM被InnoDB替代的重要原因之一。

行锁就是针对数据表中行记录的锁。这很好理解，比如事务A更新了一行，而这时候事务B也要更新同一行，则必须等事务A的操作完成后才能进行更新。

1. 从两阶段锁说起

在InnoDB事务中，行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。如果你的事务中需要锁多个行，要把最可能造成锁冲突、最可能影响并发度的锁尽量往后放。

问题：如果这个影院做活动，可以低价预售一年内所有的电影票，而且这个活动只做一天。于是在活动时间开始的时候，你的MySQL就挂了。你登上服务器一看，CPU消耗接近100%，但整个数据库每秒就执行不到100个事务。这是什么原因呢？这里，我就要说到死锁和死锁检测了。

2. 死锁和死锁检测

当出现死锁以后，有两种策略：

一种策略是，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。
另一种策略是，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，让其他事务得以继续执行。将参数innodb_deadlock_detect设置为on，表示开启这个逻辑。

正常情况下我们还是要采用第二种策略，即：主动死锁检测，而且innodb_deadlock_detect的默认值本身就是on。主动死锁检测在发生死锁的时候，是能够快速发现并进行处理的，但是它也是有额外负担的。

3. 怎么解决由这种热点行更新导致的性能问题呢？

问题的症结在于，死锁检测要耗费大量的CPU资源。

1. 考虑通过将一行改成逻辑上的多行来减少锁冲突。
2.并发控制要做在数据库服务端。基本思路就是，对于相同行的更新，在进入引擎之前排队。这样在InnoDB内部就不会有大量的死锁检测工作
3. 控制并发度。

4. 怎么删除表的前10000行。

最优方式：在一个连接中循环执行20次 delete fromTlimit 500。
直接执行delete fromTlimit 10000，单个语句占用时间长，锁的时间也比较长；而且大事务还会导致主从延迟。
在20个连接中同时执行delete fromTlimit 500，会人为造成锁冲突。

第八讲：事务到底是隔离的还是不隔离的？

在可重复读隔离级别下执行的事务，事务看到的仍然跟在启动时看到的一样。

5. 事务的启动时机：

begin/start transaction 命令不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作InnoDB表的语句，事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务，可以使用start transaction withconsistent snapshot 这个命令。

6. 在MySQL里，有两个“视图”的概念：

一个是view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。
创建视图的语法是create view…，而它的查询方法与表一样。
一个是InnoDB在实现MVCC时用到的一致性读视图，即consistent read view，用于支持RC（Read Committed，读提交）和RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。

nnoDB里面每个事务有一个唯一的事务ID，叫作transaction id。它是在事务开始的时候向
InnoDB的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。

每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把transaction id赋值给这个数据版本的事务ID，记为rowtrx_id。

InnoDB的行数据有多个版本，每个数据版本有自己的rowtrx_id，每个事务或者语句有自己的一
致性视图。普通查询语句是一致性读，一致性读会根据rowtrx_id可见性。

对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据；
对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据；

InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间 "启动了但还没提交" 的所有事务ID。

7. 对于当前事务的启动瞬间来说，一个数据版本的rowtrx_id，有以下几种可能：

如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；
如果落在黄色部分，那就包括两种情况：

a. 若 rowtrx_id在启动瞬间捕获的数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见

b. 若 rowtrx_id不在启动瞬间捕获的数组数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

8. InnoDB利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性，实现了“秒级创建快照”的能力。

一个数据版本，对于一个事务视图来说，除了自己的更新总是可见以外，有三种情况：
1. 版本未提交，不可见；
2. 版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；
3. 版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见。

更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。
当前读，总是读取已经提交完成的最新版本。为什么表结构不支持“可重复读”？这是因为表结构没有对应的行数据，也没有rowtrx_id，因此只能遵循当前读的逻辑。

除了update语句外，select语句如果加锁，也是当前读。

9. 事务的可重复读的能力是怎么实现的？

可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读。如
果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。

10. 读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：

在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图；
在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。
“start transaction with consistent snapshot; ”的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照。
在读提交隔离级别下，事务A的查询语句的视图数组是在执行这个语句的时候创建的。所以，在读提交隔离级别下，这个用法就没意义了，等效于普通的start transaction。

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