06 | 全局锁和表锁 ：给表加个字段怎么有这么多阻碍？

Connection连接与Session会话

通俗来讲，会话(Session)是通信双⽅从开始通信到通信结束期间的⼀个上下文（Context）。这个上下文是⼀段位于服务器端的内存：记录了本次连接的客户端机器、通过哪个应用程序、哪个用户登录等信息。

连接是物理上的客户端同服务器的通信链路

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。

全局锁

全局锁就是对整个数据库实例加锁

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）（DML) 、数据定义语句（包括建表、修改表结构等）（DDL）和更新类事务的提交语句。

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。

Q：在可重复读隔离级别下开启一个事务是一致性视图，这时由于MVCC数据是可以正常更新的，所以为什么不用这种方式？

A：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。但存在一个问题：single-transaction 方法只适用于所有的表使用事务引擎的库。而MyISAM不支持事务

Q：既然要全库只读，为什么不使用 set global readonly=true 的方式呢？

A：

• 一是，在有些系统中，readonly 的值会被用来做其他逻辑，比如用来判断一个库是主库还是备库。因此，修改 global 变量的方式影响面更大，我不建议你使用。
• 二是，在异常处理机制上有差异。如果执行 FTWRL 命令之后由于客户端发生异常断开，那么 MySQL 会自动释放这个全局锁，整个库回到可以正常更新的状态。而将整个库设置为 readonly 之后，如果客户端发生异常，则数据库就会一直保持 readonly 状态，这样会导致整个库长时间处于不可写状态，风险较高。

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)。

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。

另一类表级的锁是 MDL（metadata lock)。

MDL作用是防止DDL和DML并发的冲突，

MDL 不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。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。

我们可以看到 session A 先启动，这时候会对表 t 加一个 MDL 读锁。由于 session B 需要的也是 MDL 读锁，因此可以正常执行。之后 session C 会被 blocked，是因为 session A 的 MDL 读锁还没有释放，而 session C 需要 MDL 写锁，因此只能被阻塞。并且之后所有要在表 t 上新申请 MDL 读锁的请求也会被 session C 阻塞

MDL 会直到事务提交才释放，在做表结构变更的时候，一定要小心不要导致锁住线上查询和更新。

Q：如何安全地给小表加字段？

A：首先我们要解决长事务，事务不提交，就会一直占着 MDL 锁。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。

Q：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？

A：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。之后开发人员或者 DBA 再通过重试命令重复这个过程。

Q：备份一般都会在备库上执行，你在用–single-transaction 方法做逻辑备份的过程中，如果主库上的一个小表做了一个 DDL，比如给一个表上加了一列。这时候，从备库上会看到什么现象呢？

A：假设这个 DDL 是针对表 t1 的， 备份过程中几个关键的语句：

/* 在备份开始的时候，为了确保 RR（可重复读）隔离级别，再设置一次 RR 隔离级别 (Q1)*/
Q1:SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
/* 启动事务，这里用 WITH CONSISTENT SNAPSHOT 确保这个语句执行完就可以得到一个一致性视图（Q2) */
Q2:START TRANSACTION  WITH CONSISTENT SNAPSHOT；

/* 设置一个保存点，这个很重要（Q3）； */
Q3:SAVEPOINT sp;
/* show create 是为了拿到表结构 (Q4)    时刻 1 */
Q4:show create table `t1`;
/* 正式导数据 （Q5）   时刻 2 */
Q5:SELECT * FROM `t1`;
/* 回滚到 SAVEPOINT sp，在这里的作用是释放 t1 的 MDL 锁  时刻 3 */
Q6:ROLLBACK TO SAVEPOINT sp;
/* 时刻 4 */
/* other tables */

DDL 从主库传过来的时间按照效果不同，分为四个时刻。

题目设定为小表，我们假定到达后，如果开始执行，则很快能够执行完成。

1. 如果在 Q4 语句执行之前到达，现象：没有影响，备份拿到的是 DDL 后的表结构。
2. 如果在“时刻 2”到达，则表结构被改过，Q5 执行的时候，报 Table definition has changed, please retry transaction，现象：mysqldump 终止；
3. 如果在“时刻 2”和“时刻 3”之间到达，mysqldump 占着 t1 的 MDL 读锁，binlog 被阻塞，现象：主从延迟，直到 Q6 执行完成。
4. 从“时刻 4”开始，mysqldump 释放了 MDL 读锁，现象：没有影响，备份拿到的是 DDL 前的表结构。

07 | 行锁功过：怎么减少行锁对性能的影响？

MySQL 的行锁

MySQL 的行锁是在引擎层由各个引擎自己实现的。但并不是所有的引擎都支持行锁，比如 MyISAM 引擎就不支持行锁。

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。

两阶段锁

事务 A 持有的两个记录的行锁，都是在 commit 的时候才释放的。事务 B 的 update 语句会被阻塞，直到事务 A 执行 commit 之后，事务 B 才能继续执行。

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。

死锁和死锁检测

当并发系统中不同线程出现循环资源依赖，涉及的线程都在等待别的线程释放资源时，就会导致这几个线程都进入无限等待的状态，称为死锁。

这时候，事务 A 在等待事务 B 释放 id=2 的行锁，而事务 B 在等待事务 A 释放 id=1 的行锁。 事务 A 和事务 B 在互相等待对方的资源释放，就是进入了死锁状态。

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。每当一个事务被锁的时候，就要看看它所依赖的线程有没有被别人锁住 n2复杂度），如此循环，最后判断是否出现了循环等待，也就是死锁。(死锁的四个必要条件 互斥,请求与保持,不可剥夺，循环等待)

死锁检测要耗费大量的 CPU 资源

Q:怎么解决由这种热点行更新导致的性能问题呢？

A:

• 临时把死锁检测关掉。可能会出现大量的超时，这是业务有损的。
• 控制并发度，在中间件实现，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了。
• 从设计上优化，拆分一行改为逻辑上的多行，随机选一个加上，再求和

Q：如果你要删除一个表里面的前 10000 行数据，有以下三种方法可以做到：

• 第一种，直接执行 delete from T limit 10000;
• 第二种，在一个连接中循环执行 20 次 delete from T limit 500;
• 第三种，在 20 个连接中同时执行 delete from T limit 500。

选择哪一种方法呢？为什么呢？

A：

第二种方式是相对较好的。

第一种方式（即：直接执行 delete from T limit 10000）里面，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。

第三种方式（即：在 20 个连接中同时执行 delete from T limit 500），会人为造成锁冲突。

08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？

如果是可重复读隔离级别，事务 T 启动的时候会创建一个视图 read-view，之后事务 T 执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务 T 看到的仍然跟在启动时看到的一样。也就是说，一个在可重复读隔离级别下执行的事务，好像与世无争，不受外界影响。

一个事务要更新一行，如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁，它又不能这么超然了，会被锁住，进入等待状态。

Q：既然进入了等待状态，那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候，它读到的值是什么呢？

举一个例子，下面是一个只有两行的表的初始化语句。

mysql> CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `k` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);

事务开始时间点，分为两种情况：

1）start transaction 时，是第一条语句的执行时间点，就是事务开始的时间点，第一条select语句建立一致性读的snapshot；

2）start transaction with consistent snapshot 时，则是立即建立本事务的一致性读snapshot，当然也开始事务了；

在这个例子中，事务 C 没有显式地使用 begin/commit，表示这个 update 语句本身就是一个事务，语句完成的时候会自动提交。

事务 B 在更新了行之后查询 ;

事务 A 在一个只读事务中查询，并且时间顺序上是在事务 B 的查询之后。

结果：事务 B 查到的 k 的值是 3，而事务 A 查到的 k 的值是 1

A：

不妨做如下假设：

1. 事务 A 开始前，系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99；
2. 事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102，且当前系统里只有这四个事务；
3. 三个事务开始前，(1,1）这一行数据的 row trx_id 是 90。

从图中可以看到，第一个有效更新是事务 C，把数据从 (1,1) 改成了 (1,2)。这时候，这个数据的最新版本的 row trx_id 是 102，而 90 这个版本已经成为了历史版本。

第二个有效更新是事务 B，把数据从 (1,2) 改成了 (1,3)。这时候，这个数据的最新版本（即 row trx_id）是 101，而 102 又成为了历史版本。

在事务 A 查询的时候，其实事务 B 还没有提交，但是它生成的 (1,3) 这个版本已经变成当前版本了。但这个版本对事务 A 必须是不可见的，否则就变成脏读了。

事务 A 要来读数据了，它的视图数组是 [99,100]。当然了，读数据都是从当前版本读起的。所以，事务 A 查询语句的读数据流程是这样的：

• 找到 (1,3) 的时候，判断出 row trx_id=101，比高水位大，处于红色区域，不可见；
• 接着，找到上一个历史版本，一看 row trx_id=102，比高水位大，处于红色区域，不可见；
• 再往前找，终于找到了（1,1)，它的 row trx_id=90，比低水位小，处于绿色区域，可见。

总结：

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。

两个“视图”的概念

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。
• 另一个是 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。

它没有物理结构，作用是事务执行期间用来定义“我能看到什么数据”。

“快照”在 MVCC 里是怎么工作的？

在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意，这个快照是基于整库的。

InnoDB 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。

而每行数据也都是有多个版本的。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 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。

也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。

图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。

实际上，图 2 中的三个虚线箭头，就是 undo log；而 V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的。比如，需要 V2 的时候，就是通过 V4 依次执行 U3、U2 算出来。

按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。因此，一个事务只需要在启动的时候声明说，“以我启动的时刻为准，如果一个数据版本是在我启动之前生成的，就认；如果是我启动以后才生成的，我就不认，我必须要找到它的上一个版本”。当然，如果“上一个版本”也不可见，那就得继续往前找。还有，如果是这个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。

在实现上， 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，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。

数组里面事务 ID 的最小值记为低水位，当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。

这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）

数据版本的可见性规则，就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

这个视图数组把所有的 row trx_id 分成了几种不同的情况。

1. 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；
2. 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；
3. 如果落在黄色部分，那就包括两种情况
   a. 若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
   b. 若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

有了这个声明后，系统里面随后发生的更新，就跟这个事务看到的内容无关了。因为之后的更新，生成的版本一定属于上面的 2 或者 3(a) 的情况，而对它来说，这些新的数据版本是不存在的，所以这个事务的快照，就是“静态”的了。

如果有一个事务，它的低水位是 18，那么当它访问这一行数据时，就会从 V4 通过 U3 计算出 V3，所以在它看来，这一行的值是 11。

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。

更新逻辑

Q:事务 B 的 update 语句，如果按照一致性读，好像结果不对哦？

事务 B 的视图数组是先生成的，之后事务 C 才提交，不是应该看不见 (1,2) 吗，怎么能算出 (1,3) 来？

A：如果事务 B 在更新之前查询一次数据，这个查询返回的 k 的值确实是 1。

但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务 C 的更新就丢失了。因此，事务 B 此时的 set k=k+1 是在（1,2）的基础上进行的操作。

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）。

因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是 (1,2)，更新后生成了新版本的数据 (1,3)，这个新版本的 row trx_id 是 101。所以，在执行事务 B 查询语句的时候，一看自己的版本号是 101，最新数据的版本号也是 101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的 k 的值是 3。

除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。

所以，如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下，加上 lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的 k 的值是 3。

下面这两个 select 语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）。

select k from t where id=1 lock in share mode;
select k from t where id=1 for update;

Q：假设事务 C 不是马上提交的，而是变成了下面的事务 C’，会怎么样呢？

事务 C’的不同是，更新后并没有马上提交，在它提交前，事务 B 的更新语句先发起了。前面说过了，虽然事务 C’还没提交，但是 (1,2) 这个版本也已经生成了，并且是当前的最新版本。那么，事务 B 的更新语句会怎么处理呢？

A：考虑两阶段锁协议，事务 C’没提交，也就是说 (1,2) 这个版本上的写锁还没释放。而事务 B 是当前读，必须要读最新版本，而且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务 C’释放这个锁，才能继续它的当前读。

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。

读提交的逻辑和可重复读

而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。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。

导致：

• 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；

Q：在读提交隔离级别下，事务 A 和事务 B 的查询语句查到的 k，分别应该是多少呢？

A：

下面是读提交时的状态图，可以看到这两个查询语句的创建视图数组的时机发生了变化，就是图中的 read view 框。（注意：这里，我们用的还是事务 C 的逻辑直接提交，而不是事务 C’）

这时，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，时序上 (1,2)、(1,3) 的生成时间都在创建这个视图数组的时刻之前。但是，在这个时刻：

• (1,3) 还没提交，属于情况 1，不可见；
• (1,2) 提交了，属于情况 3，可见。

所以，这时候事务 A 查询语句返回的是 k=2，事务 B 查询结果 k=3，能看到已提交的。。

Q：用下面的表结构和初始化语句作为试验环境，事务隔离级别是可重复读。现在，我要把所有“字段 c 和 id 值相等的行”的 c 值清零，但是却发现了一个“诡异”的、改不掉的情况。请你构造出这种情况，并说明其原理。

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, c) values(1,1),(2,2),(3,3),(4,4);

A：如何构造一个“数据无法修改”的场景。