06全局锁和表锁

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今天我要跟你聊聊 MySQL 的锁。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。今天这篇文章，我会和你分享全局锁和表级锁。而关于行锁的内容，我会留着在下一篇文章中再和你详细介绍。

这里需要说明的是，锁的设计比较复杂，这两篇文章不会涉及锁的具体实现细节，主要介绍的是碰到锁时的现象和其背后的原理。

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：

• 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。

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。

假设你现在要维护“极客时间”的购买系统，关注的是用户账户余额表和用户课程表。

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：

image.png

可以看到，这个备份结果里，用户 A 的数据状态是“账户余额没扣，但是用户课程表里面已经多了一门课”。如果后面用这个备份来恢复数据的话，用户 A 就发现，自己赚了。

作为用户可别觉得这样可真好啊，你可以试想一下：如果备份表的顺序反过来，先备份用户课程表再备份账户余额表，又可能会出现什么结果？

也就是说，不加锁的话，备份系统备份的得到的库不是一个逻辑时间点，这个视图是逻辑不一致的。

说到视图你肯定想起来了，我们在前面讲事务隔离的时候，其实是有一个方法能够拿到一致性视图的，对吧？是的，就是在可重复读隔离级别下开启一个事务。

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。

你一定在疑惑，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。

所以，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。

你也许会问，既然要全库只读，为什么不使用 set global readonly=true 的方式呢？确实 readonly 方式也可以让全库进入只读状态，但我还是会建议你用 FTWRL 方式，主要有两个原因：

• 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。

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。

但是，即使没有被全局锁住，加字段也不是就能一帆风顺的，因为你还会碰到接下来我们要介绍的表级锁。

表级锁

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)。

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。

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。

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。

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。

• 读锁之间不互斥，因此你可以有多个线程同时对一张表增删改查。
• 读写锁之间、写锁之间是互斥的，用来保证变更表结构操作的安全性。因此，如果有两个线程要同时给一个表加字段，其中一个要等另一个执行完才能开始执行。

虽然 MDL 锁是系统默认会加的，但却是你不能忽略的一个机制。比如下面这个例子，我经常看到有人掉到这个坑里：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。我们来看一下下面的操作序列，假设表 t 是一个小表。

备注：这里的实验环境是 MySQL 5.6。

image.png

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。

如果只有 session C 自己被阻塞还没什么关系，但是之后所有要在表 t 上新申请 MDL 读锁的请求也会被 session C 阻塞。前面我们说了，所有对表的增删改查操作都需要先申请 MDL 读锁，就都被锁住，等于这个表现在完全不可读写了。

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。（表不可用的原因是因为 sessionc 申请写锁 并且在队列处于优先，导致 sessionc 后面的所有 读锁 请求申请都被 block 了。这个时候客户端如果有频繁重试的逻辑就会导致不停的和数据库建立连接，把连接池打满导致库不可用。）

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。

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？

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。之后开发人员或者 DBA 再通过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 ... 

小结

今天，我跟你介绍了 MySQL 的全局锁和表级锁。全局锁主要用在逻辑备份过程中。对于全部是 InnoDB 引擎的库，我建议你选择使用–single-transaction 参数，对应用会更友好。

表锁一般是在数据库引擎不支持行锁的时候才会被用到的。如果你发现你的应用程序里有 lock tables 这样的语句，你需要追查一下，比较可能的情况是：

• 要么是你的系统现在还在用 MyISAM 这类不支持事务的引擎，那要安排升级换引擎；
• 要么是你的引擎升级了，但是代码还没升级。我见过这样的情况，最后业务开发就是把 lock tables 和 unlock tables 改成 begin 和 commit，问题就解决了。

MDL 会直到事务提交才释放，在做表结构变更的时候，你一定要小心不要导致锁住线上查询和更新。

最后，我给你留一个问题吧。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？

FAQ

mysql 5.6不是支持online ddl了吗？也就是对表操作增加字段等功能，实际上不会阻塞读写？

Online DDL的过程是这样的：
1. 拿MDL写锁
2. 降级成MDL读锁
3. 真正做DDL
4. 升级成MDL写锁
5. 释放MDL锁

1、2、4、5如果没有锁冲突，执行时间非常短。第3步占用了DDL绝大部分时间，这期间这个表可以正常读写数据，是因此称为“online ”

我们文中的例子，是在第一步就堵住了

MDL读锁是针对表的增删改查操作，MDL写锁针对表的结构更新操作。第2步降级为MDL读锁后，其他线程也可以对表进行增删改查操作了。我是这么理解的

online DDL第二步时MDL已经降级为读锁了，而DML中增删改查加的也是MDL读锁。

FTWRL 前有读写的话 ,FTWRL 都会等待 读写执行完毕后才执行
FTWRL 执行的时候要刷脏页的数据到磁盘,因为要保持数据的一致性 ，理解的执行FTWRL时候是 所有事务 都提交完毕的时候

mysqldump + -single-transaction 也是保证事务的一致性,但他只针对 有支持事务 引擎,比如 innodb
所以 还是强烈建议大家在创建实例,表时候需要innodb 引擎 为好
全库只读 readonly = true 还有个情况在 slave 上 如果用户有超级权限的话 readonly 是失效的

表级别 锁 ：一个直接就是表锁 lock table 建议不要使用, 影响太大，另个就是 MDL 元数据锁

MDL 是并发情况下维护数据的一致性,在表上有事务的时候,不可以对元数据经行写入操作,并且这个是在server层面实现的
当你做 dml 时候增加的 MDL 读锁, update table set id=Y where id=X; 并且由于隔离级别的原因 读锁之间不冲突

当你DDL 时候 增加对表的写锁, 同时操作两个alter table 操作 这个要出现等待情况。

但是 如果是 dml 与ddl 之间的交互 就更容易出现不可读写情况,这个情况容易session 爆满,session是占用内存的,也会导致内存升高
MDL 释放的情况就是 事务提交.

主库上的一个小表做了一个 DDL, 同步给slave ,由于这个时候有了先前的 single-transaction,所以slave 就会出现 该表的 锁等待, 并且slave 出现延迟

MDL作用是防止DDL和DML并发的冲突，个人感觉应该写清楚，一开始理解为select和update之间的并发。

索引问题答案解释这个是不是再详细一点，我看还有人和我一样，还是搞不清楚为什么c索引和ca索引一样。

InnoDB会把主键字段放到索引定义字段后面，
当然同时也会去重。

所以，当主键是(a,b)的时候，
定义为c的索引，实际上是（c,a,b);
定义为(c,a)的索引，实际上是(c,a,b)
你看着加是相同的

ps 定义为(c,b）的索引，实际上是（c,b,a)

关于文中小表DDL的疑惑：
sessionC（DDL操作）被前面的sessionA和B（查询操作，获取MDL 读锁）所阻塞。这里sessionC的DDL操作任务肯定是处于等待的，后续来的sessionD（查询操作）为什么会被sessionC所阻塞？
我理解的是sessionC现在都还没有进行DDL操作，没有获取到MDL写锁，为什么sessionD会被C阻塞？难道mysql Server端对于sessionC，D有一个 队列 来决定谁先执行？

写锁还没被用上，凭什么会阻塞后面的读?

确实，开始也不理解，sessionC没有拿到MDL写锁之前，按理说MDL读锁不会阻塞，如果说有一个队列在就合理了。

我阅读文章的时候也有这个疑问。后来理解成了如果DDL耗时很长，会阻塞后面的查询语句，如果查询频繁，这样连接会剧增，导致连接池满了，原来是有队列决定执行顺序

基于文中的例子MDL（metadata lock)，自己做了一个实验（稍微有一些小改动在session D上），
session A: begin; select * from t limit 1; 最先启动sessionA
session B: begin; select * from t limit 1; 紧接着启动sessionB
session C: alter table t add f int; 然后再是启动sessionC
session D: begin; select * from t limit 1; 最后是启动sessionD
如文中例子，session A和B正常启动，然后session C被block，之后session D也被block。当把 session A 和 session B 都commit掉后，发现session C依然是block的（被 session D阻塞），只有当把 session D 也commit掉后，session C才执行下去。同样的实验，重复了三遍，结果也是一样。
从现象上看，session D会先拿到MDL读锁，当session D commit掉后，然后再是session C获得MDL写锁。请问老师，这里对于MDL锁的获取顺序（也就是说 是session C先获取MDL写锁还是session D先获取MDL读锁）有什么原则？是随机的还是有什么讲究？

另外，在一开始的获取MDL锁的阶段，session A（MDL读锁，正常执行）-> session B (MDL读锁，正常执行) -> session C (MDL写锁，被block) -> session D (MDL读锁，被MDL写锁 block) 。是不是说加MDL锁是看时间先后顺序的，一旦出现过需要获取MDL写锁（即使被block），后续再需要获取MDL读锁，则发现之前已经有获取MDL写锁（即使被block），需要获取读锁的session都会被block。感觉上像进入一个锁的”队列“，根据时间先后顺序。请问老师，这里可以更细节和深入的说明下吗？

全局锁和表锁是Server层实现的吗
是的

请教，我们在一个mysql 5.7版本的分区大表上增加了一个字段，是在线更新表结构，原本以为会很快，结果足足等了4个多小时。按您的说法系统能正常的做交易。之前上网查原因，一种说法是mysql的表结构加字段，通过创建临时表，copy数据到临时表，再用有新增字段的临时表替换原表的方式来处理。
1、请问以上说法是对的么？
2、如果像您说的表数据更新和查询都会加mdl锁，那就应该不能处理新增交易啊？
3、现在mysql新增字段不支持设置超时时间吧？

降级成读锁所以可以增删查改，但是这时候不是正在改变字段结构吗，增删查改用的是原来的结构还是改变后的结构？求教

还是原来的结构。

稍微再详细的过程应该是这样的：
1、拿MDL写锁
2、DDL执行准备
3、降级成MDL读锁
4、DDL核心执行（耗时最多的）
5、升级成MDL写锁
6、DDL最终提交
7、释放MDL锁

MDL读锁是针对表的增删改查操作，MDL写锁针对表的结构更新操作。第2步降级为MDL读锁后，其他线程也可以对表进行增删改查操作了。我是这么理解的

。online DDL第二步时MDL已经降级为读锁了，而DML中增删改查加的也是MDL读锁。