mysql锁是怎么开启的 mysql上锁

MySQL数据库表被锁、解锁，删除事务

在程序员的职业生涯中，总会遇到数据库表被锁的情况，前些天就又撞见一次。由于业务突发需求，各个部门都在批量操作、导出数据，而数据库又未做读写分离，结果就是：数据库的某张表被锁了！

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用户反馈系统部分功能无法使用，紧急排查，定位是数据库表被锁，然后进行紧急处理。这篇文章给大家讲讲遇到类似紧急状况的排查及解决过程，建议点赞收藏，以备不时之需。

用户反馈某功能页面报502错误，于是第一时间看服务是否正常，数据库是否正常。在控制台看到数据库CPU飙升，堆积大量未提交事务，部分事务已经阻塞了很长时间，基本定位是数据库层出现问题了。

查看阻塞事务列表，发现其中有锁表现象，本想利用控制台直接结束掉阻塞的事务，但控制台账号权限有限，于是通过客户端登录对应账号将锁表事务kill掉，才避免了情况恶化。

下面就聊聊，如果当突然面对类似的情况，我们该如何紧急响应？

想象一个场景，当然也是软件工程师职业生涯中会遇到的一种场景：原本运行正常的程序，某一天突然数据库的表被锁了，业务无法正常运转，那么我们该如何快速定位是哪个事务锁了表，如何结束对应的事物？

首先最简单粗暴的方式就是：重启MySQL。对的，网管解决问题的神器——“重启”。至于后果如何，你能不能跑了，要你自己三思而后行了！

重启是可以解决表被锁的问题的，但针对线上业务很显然不太具有可行性。

下面来看看不用跑路的解决方案：

遇到数据库阻塞问题，首先要查询一下表是否在使用。

如果查询结果为空，那么说明表没在使用，说明不是锁表的问题。

如果查询结果不为空，比如出现如下结果：

则说明表（test）正在被使用，此时需要进一步排查。

查看数据库当前的进程，看看是否有慢SQL或被阻塞的线程。

执行命令：

该命令只显示当前用户正在运行的线程，当然，如果是root用户是能看到所有的。

在上述实践中，阿里云控制台之所以能够查看到所有的线程，猜测应该使用的就是root用户，而笔者去kill的时候，无法kill掉，是因为登录的用户非root的数据库账号，无法操作另外一个用户的线程。

如果情况紧急，此步骤可以跳过，主要用来查看核对：

如果情况紧急，此步骤可以跳过，主要用来查看核对：

看事务表INNODB_TRX中是否有正在锁定的事务线程，看看ID是否在show processlist的sleep线程中。如果在，说明这个sleep的线程事务一直没有commit或者rollback，而是卡住了，需要手动kill掉。

搜索的结果中，如果在事务表发现了很多任务，最好都kill掉。

执行kill命令：

对应的线程都执行完kill命令之后，后续事务便可正常处理。

针对紧急情况，通常也会直接操作第一、第二、第六步。

这里再补充一些MySQL锁相关的知识点：数据库锁设计的初衷是处理并发问题，作为多用户共享的资源，当出现并发访问的时候，数据库需要合理地控制资源的访问规则，而锁就是用来实现这些访问规则的重要数据结构。

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

表锁是在Server层实现的，ALTER TABLE之类的语句会使用表锁，忽略存储引擎的锁机制。表锁通过lock tables… read/write来实现，而对于InnoDB来说，一般会采用行级锁。毕竟锁住整张表影响范围太大了。

另外一个表级锁是MDL（metadata lock），用于并发情况下维护数据的一致性，保证读写的正确性，不需要显式的使用，在访问一张表时会被自动加上。

常见的一种锁表场景就是有事务操作处于：Waiting for table metadata lock状态。

MySQL在进行alter table等DDL操作时，有时会出现Waiting for table metadata lock的等待场景。

一旦alter table TableA的操作停滞在Waiting for table metadata lock状态，后续对该表的任何操作（包括读）都无法进行，因为它们也会在Opening tables的阶段进入到Waiting for table metadata lock的锁等待队列。如果核心表出现了锁等待队列，就会造成灾难性的后果。

通过show processlist可以看到表上有正在进行的操作（包括读），此时alter table语句无法获取到metadata 独占锁，会进行等待。

通过show processlist看不到表上有任何操作，但实际上存在有未提交的事务，可以在information_schema.innodb_trx中查看到。在事务没有完成之前，表上的锁不会释放，alter table同样获取不到metadata的独占锁。

处理方法：通过 select * from information_schema.innodb_trxG, 找到未提交事物的sid，然后kill掉，让其回滚。

通过show processlist看不到表上有任何操作，在information_schema.innodb_trx中也没有任何进行中的事务。很可能是因为在一个显式的事务中，对表进行了一个失败的操作（比如查询了一个不存在的字段），这时事务没有开始，但是失败语句获取到的锁依然有效，没有释放。从performance_schema.events_statements_current表中可以查到失败的语句。

处理方法：通过performance_schema.events_statements_current找到其sid，kill 掉该session，也可以kill掉DDL所在的session。

总之，alter table的语句是很危险的（核心是未提交事务或者长事务导致的），在操作之前要确认对要操作的表没有任何进行中的操作、没有未提交事务、也没有显式事务中的报错语句。

如果有alter table的维护任务，在无人监管的时候运行，最好通过lock_wait_timeout设置好超时时间，避免长时间的metedata锁等待。

关于MySQL的锁表其实还有很多其他场景，我们在实践的过程中尽量避免锁表情况的发生，当然这需要一定经验的支撑。但更重要的是，如果发现锁表我们要能够快速的响应，快速的解决问题，避免影响正常业务，避免情况进一步恶化。所以，本文中的解决思路大家一定要收藏或记忆一下，做到有备无患，避免突然状况下抓瞎。

深入理解MySQL数据库各种锁（总结）

MyISAM和InnoDB存储引擎使用的锁：

封锁粒度小：

由于InnoDB存储引擎支持的是行级别的锁，因此意向锁（因为意向锁是表锁）其实不会阻塞除全表扫以外的任何请求。故表级意向锁与行级锁的兼容性如下所示

参考

参考

行锁的三种算法：

这条语句阻止其他事务插入10和20之间的数字，无论这个数字是否存在。 间隙可以跨越0个，单个或多个索引值。

共享锁：

排他锁：

乐观锁：总是假设最好的情况，每次去拿数据的时候都认为别人不会修改（天真）， 操作数据时不会上锁 ，但是 更新时会判断在此期间有没有别的事务更新这个数据，若被更新过，则失败重试 ；适用于读多写少的场景。

乐观锁的实现方式 有：

关闭自动提交后，我们需要手动开启事务。

上述就实现了悲观锁，悲观锁就是悲观主义者，它会认为我们在事务A中操作数据1的时候，一定会有事务B来修改数据1,所以，在第2步我们将数据查询出来后直接加上排它锁（X）锁，防止别的事务来修改事务1，直到我们commit后，才释放了排它锁。

MySQL 原理与优化：原数据锁的应用

MySQL 中原数据锁是系统自动控制添加的，对于用户来说无需显示调用，当我们使用一张表的时候就会加上原数据锁。

原数据锁的作用是为了保护表原数据的一致性，如果在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作。也就是为了避免DML 和DDL 之间的冲突，保证读写的正确性。

说白了就是， 在对数据表进行读写操作的时候，不能进行修改表结构的操作 。

如上图所示，在执行select 操作的时候，MySQL 会自动加上shared_read 锁，在insert，update， delete 以及 select for update 操作的时候会加上shared_write 锁，这两类锁是兼容的。

在执行alter table 操作的时候，会加上 exclusive 锁，这个锁与shared_read 和 shared_write 锁 是互斥的，换句话说在 做查询和更新表数据的时候，是不能够修改表结构 的。

来看个例子

首先开启事务，使用select 语句会针对表加上shared_read的共享锁

begin;

select * from course;

此时查看原数据锁的信息

select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema.metadata_locks;

通过上图我们可以发现，course 表加上了shared_read锁。

接着，开启另外一个事务，记住刚才的事务不要commit

begin;

update course set name = 'Jason' where id =2;

如上图所示，此时的update 语句可以执行成功，并没有被阻塞。说明select 和update 是不冲突的，他们的锁是兼容的。

再次查看原数据锁

select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema.metadata_locks;

从上面的截图可以看出，此时原数据锁的表中记录了两条记录分别是针对course 表的shared_read 和 shared_write 锁，也刚好对应我们执行的select 和update 操作。

最后，我们再启动第三个客户端，并且启动 第三个事务，执行alter语句,在course 表中加入一个字段hello 如下 。

begin;

alter table course add column hello int;

由于之前的事务没有提交所以修改表的操作会被阻塞， 因为shared_read 以及 shared_write 这两个锁 与 exclusive之间是互斥的，所以会阻塞 。

此时，回到最开始的两个客户端，对两个事务进行commit 操作，再返回到第三个事务执行的alter 语句出，发现语句顺利执行。

怎样用注解的方式开启mysqls事物锁

看你是什么事务，jdbc事务，还是分布式事务，还是容器事务

1，编程式事务管理（jdbc的事务是绑定在connection上的）

Connection conn = null;

try

{

Class.forName("com.mysql.jdbc.Driver");

conn = DriverManager.getConnection("jdbc:oracle:thin:@host:1521:SID","username","password");

conn.setAutoCommit(false); //取消自动提交

PreparedStatement ps = conn.prepareCall("update something");

ResultSet rs = ps.executeQuery();

conn.commit(); //手动提交

}

catch (Exception e)

{

conn.rollback();

e.printStackTrace();

}

finally

{

conn.close();

}

2，声明式事务

先在工程的application.xml配置文件中添加如下代码，开启事务

!-- 声明式事务控制配置 --

tx:annotation-driven transaction-manager="txManager"/

bean id="txManager" class="org.springframework.jdbc.datasource.DataSourceTransactionManager"

property name="datasource" ref="bassDataSource"/property

/bean

然后在你需要开启事务的接口前面添加注解

@Transactional(rollbackFor = IOException.class)

public void add(String name) throws IOException

{

System.out.println("可以再类里和方法里面添加事务注解0~0");

throw new IOException();

}

直接调用接口方法就好

MySQL锁

对表的增删改查，都需要MDL锁，无所不在

MDL读锁之间不互斥，但MDL读写锁互斥

#举个栗子

假设t是一张大表

session1对t执行一个查询（SR）

session2对t执行一个DDL（SU，可能升级到X）

session3对t执行一个查询（SR）

可知session1持有t表的MDL读锁（SR），session1的查询还没有结束的时候，去执行session2的DDL（SU），此时session2需要MDL写锁（SU升级到X，需要X锁），由于MDL读写锁互斥，因此session2需要等待session1释放MDL读锁（SR阻塞X）；同时session2对后面的所有MDL读锁互斥（X阻塞SR），因此session2又继续阻塞了session3...

#注释：一开始的DDL能看到的状态是SU，但如果SU的某个阶段被阻塞，会被升级到X，从而引发SR阻塞X，达到实验的效果。但实际测试中，DDL是分阶段的，如果没有满足一定的要求，就不会引发阻塞，看到的结果就是SR和SU并没有互相阻塞。这个过程需要具体的去查看源码，此处不展开。

事务中的MDL锁在语句开始时申请，但并不会在语句结束后就马上释放，而是会等到事务结束时才进行释放

忙时对大表DDL会产生的灾难性的结果就是：如果后续对该表有查询操作，而且web端又有重试机制的话，那么会有一个新的session再次发起读请求，反复如此，线程池就会在短时间内爆炸

在线执行DDL的时候，需要检查一下information_schema.innodb_trx表中有没有当前操作表对应的事务，此外还可以使用ALTER TABLE tbl_name NOWAIT...进行操作（MySQL8.0新特性）

eg.

session1

select * from cpf where payid'xxx'

union

select * from cpf where payid'xxx'

union (union重复50次，确保查询时间几十秒以上)

session2

alter table cpf modify payer_userid varchar(500);

session3

select * from cpf where payer_userid='18051512003600300034';

#执行结果

session1执行了31秒，当session1完成的时候session2和session3相继完成

在session4中执行show processlist，结果如下

#变种1

如果session1在执行select之前，添加一句start transaction

会发现session1什么时候执行完commit，sesssion2和session3什么时候完成

也就是证实了在事务中的MDL锁，在语句查询完之后并不会释放，而是会随着事务的释放而释放

#变种2

session1和session3在执行select之前，添加一句start transaction，然后session1,2,3依次按顺序执行

会发现session1阻塞了session2，而session3在执行完start transaction之后就被阻塞，根本没有办法去执行后面的select

当session1执行commit释放之后，session2仍然处于阻塞状态，session3亦是如此

直到session2或者session3当中任意一个执行了停止（navicat客户端操作，类似于rollback）后，另一个才能完成执行

单纯从变种2的结果来看，MDL锁并没有按照执行时间的先后来进行分配，当session1的锁释放之后，session3先获得了读锁

MySQL是server-engine结构，MDL锁是server层的锁

通过show processlist可以发现waiting for table metadata lock，但这还远远不够，需要在performance_schema库中进行设置（MySQL8.0默认开启）

5.7临时开启

UPDATE performance_schema.setup_instruments SET ENABLED='YES', TIMED='YES' WHERE NAME='wait/lock/metadata/sql/mdl';

5.7永久开启（修改cnf配置）

[mysqld]

performance-schema-instrument = 'wait/lock/metadata/sql/mdl=ON'

global：全局级（FTWRL）

schema：库级（drop database）

table：表级（lock table read/write）

commit：提交级

关于global对象，主要作用是防止DDL和写操作的过程中，执行set golbal_read_only = on或flush tables with read lock。

关于commit对象锁，主要作用是执行flush tables with read lock后，防止已经开始在执行的写事务提交。insert/update/delete在提交时都会上（COMMIT，MDL_EXPLICIT，MDL_INTENTION_EXCLUSIVE）锁

DML和DDL在执行之前都会申请IX锁，DML会在global级别上加，而DDL会在global和schema这2个级别上都加IX（也就是2把锁）

IX与大部分锁都是兼容的，除了S，当然了X肯定是不兼容的；但IX与IX之间是兼容的，比如下图

flush table with read lock会持有这个锁（在global级别和commit级别）

FTWRL在全局级和事务级上分别加上了S锁

IX与S是不兼容的

所以DML和DDL都会与FTWRL产生阻塞

逻辑备份第一句：flush table with read lock（S锁）

大表DML（IX锁）

先执行的阻塞后执行的，逻辑备份之前需要检查是否有在线DDL（X锁）以及DML（IX锁），否则逻辑备份产生等待；尽量不要在忙时进行逻辑备份，否则阻碍忙时DML

如下图，前面2行是FTWRL持有的S锁，第3行是一个update语句，IX直接被阻塞，处于pending的锁等待状态；同时由于S锁的持有时间为EXPLICIT，表明FTWRL需要一个显示的释放（unlock tables）

DML并不是只有IX锁，DML和select .. for update在执行中持有的锁实际是SW锁（DML需要找一个大一点的表来验证，目前只验证了select .. for update），IX只是DML初期需要获得的锁

如下图是一个select for update语句，start transaction对应的是第2行的SR锁，而语句本身对应的是SW锁

如果在此时执行一个FTWRL，我们会发现2个会话并不会相互阻塞（因为S锁与SR和SW都是兼容的），如下图

但如果我们是先执行的FTWRL再执行的select for update，那么画风就不是像上图那样了

如下图所示，在先执行FTWRL的情况下，select for update压根没有获得SW锁，而是在获取IX锁的过程中就受挫了，一直处于pending状态。（如果这个S锁不释放，那么后面的IX会一直等待，直到超时）

S锁除了逻辑备份时的FTWRL以外，createa table as也会持有这个锁

目前已知的是desc操作会持有这个SH锁

SH锁与绝大部分锁都兼容，除开X锁

也就是说在做rename一类的操作的时候，你是无法去执行desc的

前面提到的start transaction，以及所有的非当前读都需要持有这个锁

非当前读的意思就是快照读，也就是普通的select

与SR锁有冲突的有2个，一个是X，另一个是SNRW

研发有时候会很困惑的问我，“我这个表只有几十行数据，select查不出来？？？”  这时候就需要检查MDL锁了

当前读需要持有此锁，常见的DML和select for update都对应此锁，但不包括DDL

与SW锁有冲突的有4个，SU,SRO,SNRW,X

看到一种说法是这个锁仅对MyISAM引擎生效，冲突范围与SW锁类似

部分alter语句会持有该锁。该锁可能会升级成SNW,SNRW,X；而X锁也有可能逐步降级到SU锁

SU锁和SU,SNW,SNRW,X锁互斥

表面看起来DML的SW锁和SU锁不互斥（DML和DDL），但实际上因为SU锁存在升级的属性，SU锁会升级到SNW锁，从而和SW产生互斥

如下图，SU并没有被SW锁阻塞，但升级到SNW之后，SNW被SW阻塞，一直处于pending状态

SU锁的兼容性如下

查看改过源码的例子，在执行alter的时候，SU会升级到X，之后X降级到SU，然后SU再升级到X

先SU，再SW，SW被SU阻塞

先SW，再SU，SU并未被SW阻塞，但是SU向上升级的过程中产生的SNW被SW阻塞；于是将SW的会话commit，之后SNW向下降级成SU，并成功获得锁；

所以虽然看起来SW和SU不是一个双向阻塞，但实际效果就是双向阻塞，无论DML和DDL谁在前面，都必然会发生相互的阻塞

不兼容的有点多，先贴一个兼容性

SU升级X的过程中会升级成SNW

SU升级成X的过程中，有一个copy的过程，这个过程就是SNW，在这个copy的过程中，允许DML但是不允许select（SR）

copy是一个非常耗时的过程

lock tables read的语句会持有这个锁

SRO阻塞SW，SNRW，X

兼容性如图

lock tables write的语句会持有这个锁

阻塞的锁非常多，除开SH和S以外，其他的都阻塞，连SR都阻塞了

兼容性如下

换句话说flush tables with read lock; （S）会堵塞lock table write; （SNRW）

但是flush tables with read lock;（S）却不会堵塞lock table read （SRO）

阻塞一切

各种DDL均属于这个范畴

create,drop,rename  （alter table add column也属于这个范畴）

SW锁阻塞X锁，（X锁是为了去执行一个drop）

X锁阻塞SH

thread104在做一个create table as的表复制操作，在表里面并没有发现X锁的信息，在thread95上对新表做一个desc操作，可以看到SH锁处于等待状态，然而这里阻碍SH的并不是X锁

只有1行的select被堵住

thread95做一个start transaction之后不提交，thread107对95的表做出一个rename操作，X锁被前面的SR锁阻塞，这时候thread108对该表发起一个limit仅仅为1的查询，但被X锁阻塞。由于lock_wait_timeout这个参数通常是1年，所以一连串查询被堵死

alter开头的几个SQL，无论是modify还是add，查询出来都是SU锁，但DDL是一个过程，其中的有一部分如果发生了阻塞，可能会发现是X锁阻塞；拿SR阻塞X锁的实验来说，SR阻塞X的过程非常短暂，如果没有刚好卡到那个点，看到的结果可能就是SR和SU互不干涉，但如果卡到那个点，就会观测到X被SR所阻塞。具体的需要读源码，这里不展开

SELECT

locked_schema,

locked_table,

locked_type,

waiting_processlist_id,

waiting_age,

waiting_query,

waiting_state,

blocking_processlist_id,

blocking_age,

substring_index(sql_text,"transaction_begin;" ,-1)ASblocking_query,

sql_kill_blocking_connection

FROM

(

SELECT

b.OWNER_THREAD_IDASgranted_thread_id,

a.OBJECT_SCHEMAASlocked_schema,

a.OBJECT_NAMEASlocked_table,

"Metadata Lock"ASlocked_type,

c.PROCESSLIST_IDASwaiting_processlist_id,

c.PROCESSLIST_TIMEASwaiting_age,

c.PROCESSLIST_INFOASwaiting_query,

c.PROCESSLIST_STATEASwaiting_state,

d.PROCESSLIST_IDASblocking_processlist_id,

d.PROCESSLIST_TIMEASblocking_age,

d.PROCESSLIST_INFOASblocking_query,

concat('KILL', d.PROCESSLIST_ID)ASsql_kill_blocking_connection

FROM

performance_schema.metadata_locks a

JOINperformance_schema.metadata_locks bONa.OBJECT_SCHEMA=b.OBJECT_SCHEMA

ANDa.OBJECT_NAME=b.OBJECT_NAME

ANDa.lock_status='PENDING'

ANDb.lock_status='GRANTED'

ANDa.OWNER_THREAD_IDb.OWNER_THREAD_ID

ANDa.lock_type='EXCLUSIVE'

JOINperformance_schema.threads cONa.OWNER_THREAD_ID=c.THREAD_ID

JOINperformance_schema.threads dONb.OWNER_THREAD_ID=d.THREAD_ID

) t1,

(

SELECT

thread_id,

group_concat(CASEWHENEVENT_NAME='statement/sql/begin'THEN"transaction_begin"ELSEsql_textENDORDERBYevent_id SEPARATOR ";" )ASsql_text

FROM

performance_schema.events_statements_history

GROUPBYthread_id

) t2

WHERE

t1.granted_thread_id=t2.thread_id

MDL锁处理

MDL元数据锁

快速处理MDL锁