MySQL中有哪些锁 · 代码

全局锁

就是对整个数据库加锁，让整个数据库处于只读状态，所有更新操作停止。（如果是主库就不能执行更新语句，从库也不能执行同步过来的bin log）

最常用的场景是对数据库加锁，让数据库只能读，然后对整个数据库做逻辑备份（就是将所有数据生成SQL写入备份文件。）

做逻辑备份有三种方式：

1.全局锁

对数据库执行

Flush tables with read lock命令让整个库处于只读状态。

2.利用innodb的事务隔离性（可重复读）

就是通过官方自带的逻辑备份工具mysqldump来进行逻辑备份时，可以设置一个参数-single-transaction，这样导数据的时候就会开启一个事务，这样利用innodb的mvcc机制可以保证在事务执行过程中，读到的数据都跟事务开始时的一致，并且执行过程中，其他事务可以执行更新操作，不会对他造成影响。这种方法必须要求数据库所有表的引擎都是innodb才行。

3.set global readonly=true

执行这个命令也可以让全库只能读，但是第一有些系统会使用readonly来做一个操作，例如根据readonly是否为true判断数据库是否是从库，第二是如果执行这个命令后，客户端断开连接后，数据库会一直处于只读状态，如果是FTWRL命令发送异常会释放全局锁。（如果是从库，设置read-only对super user权限无效）

表级锁

表级别的锁有两种，一种是表锁，一种是元数据锁MDL。

表锁 lock table

就是使用lock table user_table read/write命令来对表进行加读锁或者写锁
加读锁后，表对所有线程都是只能读，即便是当前线程也只能读表，不然会数据不一致。
加写锁后，表是对当前线程写，其他线程不能读，不然会数据不一致。
可以通过unlock tables来解锁，客户端断开时也会自动释放锁，但是影响所有线程，影响面太大了。

元数据锁MDL(MetaData Lock)

分为读锁和写锁，加读锁时，所有的线程都可以读表，加写锁时，只能一个线程写，其他的不能读。
锁不用显式使用，是访问一个表时，自动加上的。
对表执行普通SQL语句对表数据进行增删改查时，会加读锁。
对表结构做修改时，会加写锁。

元数据锁是为了修改表结构不会出现问题而设计的，因为一边修改表结构一边读数据可能会读到脏数据，所以在增删改查时会申请读锁，在这个期间不能修改表结构，要修改表结构需要先申请写锁，申请成功后对表结构进行修改，在这个期间不能进行增删改查。

自增锁

插入语句主要分为两种：
1.能确定插入行数的，例如插入一条或者多条数据，INSERT…
2.不能确定行数的，例如从一个表查询出满足条件的数据，然后插入另外一个表，INSERT…SELECT

在所有模式中，如果一个事务回滚，这些自增值将被“丢失”。

innodb_autoinc_lock_mode为0
这种是tradition模式，每次执行一条插入语句时都会去申请表级别的auto_increment锁

innodb_autoinc_lock_mode为1
这种是consecutive模式，执行不确定数量的插入语句时，才会去申请表级别的auto_increment锁，
执行确定数量的插入语句时，只需要执行前去获取 AUTO_INCREMENT 计数器的互斥锁并在获取主键后直接释放，
不需要等待当前语句执行完成。

innodb_autoinc_lock_mode为2
交叉模式所有的插入语句都不需要获取表级别的 AUTO_INCREMENT 锁，
如果binlog_format为statement模式，如果从服务器上的计数器的值可能会与主服务器不一致，
可能会有同一行数据在主从数据库上id不一样的情况，如果binlog_format为row模式，那么就不影响。

意向锁

意向锁定的主要目的是表明有人正在锁定表中的行，或者打算锁定表中的行。意向锁的作用主要在于，当一个事务去申请表级别的排斥锁X，共享锁S时，需要去判断是否有其他事务在修改数据行，或者让数据行处于只读状态。假如没有意向锁，可能需要查询每一行数据，判断是否加了行锁。而如果有意向锁的情况下，可以快速进行判断，只需要判断当前表是否有加意向锁就可以了，减小了性能开销。

意向共享锁（IS锁）

事务让一行数据只能读，需要申请对这行数据加行级别的锁共享锁S，在申请S锁之前会主动申请表级别的共享意向锁IS锁。

意向排斥锁(IX锁)

事务在更新某一行数据时，需要申请对这行数据加行级别的锁排斥锁X，在申请X锁之前会申请IX

意向锁之间是兼容的，IS锁和IX是兼容，因为可能我们对第一行数据加S锁，那么会申请IS锁，对第二行数据加X锁，此时跟第一行的数据的S锁不冲突，所以也会先申请IX锁，由此可见，IS锁和IX之间不冲突，IS锁，IX锁与行级别的S，行级别的X之间也不冲突。

意向锁只是跟表级别的S，X锁可能会冲突，

场景1：假设一个事务要加表级别的S锁，让整个表只能被读。那么如果当前有意向锁IX，说明有其他事务在改数据，那么不能加，只能进行等待，等事务改完是否意向锁IX。

场景2：假设当前事务要加表级别的S锁时，让整个表只能被读。只有IS意向锁，没有IX锁，说明只是有其他事务在让数据只能被读取，不能被修改，那么加表级别S锁，也不会其他事务造成影响。

场景3：假设当前事务要加表级别的X锁时，让整个表只能被这个事务写，不能被其他事务读。如果现在有其他事务加了意向读锁IS，说明有其他事务在让一些数据行只能被读，或者是一些写锁IX，说明其他事务让一些数据行正在被修改。那么当前要加表级别的X锁就不行，会跟其他事务冲突，只能等其他事务执行完毕才能申请成功。

	表级别的S锁	表级别的X锁
意向读锁IS	兼容	不兼容
意向写锁IX	不兼容	不兼容

那么意向锁的作用是什么呢？

假如没有意向锁，我们执行lock table read命令来申请表锁，让整个表只能读，在获得表级别的只读锁之前，需要执行的步骤是：

1.数据库会先判断当前表是否加了表级别的排斥锁，因为这个时候要是加了排斥锁，是只能由加了那个排斥锁的事务来更新数据，其他事务都不能读数据，只能阻塞等待。

2.如果当前表没有加表级别的排斥锁，那么就需要对每一行数据进行判断，判断是否加了行级别的X锁，如果加了只能阻塞等待，这样需要对一行进行判断，性能开销太大了。

所以才有了意向锁，在获得表级别的只读锁之前，需要执行的步骤是：

1.第一步还是跟上面的步骤一一样

2.第二步只需要判断当前锁是否加了表级别的意向排斥锁，因为如果加了意向排斥锁，说明正在有事务在对数据加行锁，对数据进行更新，这样避免了对每一行数据进行判断，判断是否加了行锁。

Innodb的锁

行锁

共享锁 S锁，就是读锁，允许事务读一行数据，不能被修改。所以读锁之间不排斥
互斥锁 X锁，就是写锁，就是让当前事务可以修改这行数据，其他事务不能修改这行数据

记录锁 record lock

记录锁定是对单条索引记录的锁定。例如， SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE; 可以防止从插入，更新或删除行。

间隙锁 gap lock

间隙锁就会对记录之间的间隙加锁，防止数据插入。就是我们在使用实时读(SELECT FOR … UPDATE)或者更新，为了防止读的过程中有新的数据插入，会对我们读的数据的左右区间进行加锁，防止其他事务插入数据，所以间隙锁之间是不排斥的，间隙锁排斥的只是插入数据的操作。

下一键锁 next-key lock

next-key lock就是会锁记录以及记录之间的间隙，就是 record lock 和 gap lock的组合，就是会对索引记录加记录锁 + 索引记录前面间隙上的锁”，就是对要更新的数据的左右两个端点加间隙锁，

例如num是一个普通索引，非唯一性索引，已有数据是1，5，10，20，30

那么 next-key lock可以锁定的区间是


(负无穷,1]

(1,5]

(5,10]

(10,20]

(20,30]

(30,正无穷)

//更新操作
update table set note = '1' where num = 10;
//或者是使用实时读
SELECT * FROM table WHERE num = 10 for UPDATE;

如果num是唯一性索引，那么只需要对num为10的这条索引加锁就行了（就加一个Record lock锁），因为不用担心其他事务再插入一条num为10的数据，因为会有唯一性判断。但是如果num是非唯一性索引，为了防止事务执行过程中有num为10的数据插入，那么会对（5，10]和（10，20]这两个区间加锁。