12 SQL进阶-锁（8.20）
一、锁的基本介绍
1、概念
2、分类
全局锁：索性数据库中的所有表
表级锁：每次操作锁住整张表
行级锁：每次操作锁住对应的行数据
二、全局锁
1、基本概念
场景：
现在正在备份这个数据，数据库中有三张表，在备份tb_stock时，有一个用户下单了，相应的要减少库存并生成订单，再备份tb_order，此时又需要插入订单日志，最后备份tb_orderlog，最后备份好数据。
在没有全局锁的情况下，很容易造成数据不一致。
加入全局锁，可查，不能增删改。
2、语法
3、实操
（1）开三个控制台，mysql -h192.168.200.130 -uroot -p
设置全局锁：flush tables with read lock;
（2）在第二个控制台执行查询操作成功，但执行增删改操作，会停滞。
（3）备份操作，在windows控制台执行，不要连接数据库，远程登录即可。
mysqldump -h192.168.200.130 -uroot -p12345 itcast > D:/itcast.sql
（4）释放全局锁
4、全局锁特点
在InnoDB引擎中，我们可以在备份时加上参数--single-transaction参数来完成不加锁的一致性数据备份。
mysqldump --single-transaction -uroot -p123 itcast > itcast.sql
底层：通过快照读来实现。
三、表级锁
1、介绍
2、分类
（1）表锁
（2）元数据锁（meta data lock，MDL）
（3）意向锁
3、表锁
（1）分类
①表共享读锁（read lock）
演示：
开两个远程控制
a.第一个打开表锁：lock tables tb_user read;
b.在当前控制台更新数据，直接报错
c.另一个控制台更新数据，则会停滞
②表独占写锁（write lock）
其他客户端不可以增删改查
演示：
开两个远程控制
a.第一个打开表锁：lock tables tb_user write;
b.在当前控制台查询、更新数据，均成功
c.在第二个控制台查询和更新数据库表，俊辉停滞
（2）语法
加锁：lock tables 表名... read/write
释放锁：unlock tables / 与客户端断开连接
（3）总结
4、元数据锁（meta data lock，MDL）
（1）基本概念
解释：元数据锁的本质是保护表结构的并发安全，而不是控制数据并发写入。这里的共享读写锁只是为了告诉系统这个时候我在用数据，别改表！
共享锁之间兼容，共享锁包含了共享读锁，共享写锁，它们都和排他锁不兼容的
在xshell中，开两个客户端，分别开启事务，在第一个事务中查询数据，成功，在第二个客户端更新数据也成功，是因为执行的update操作，他的锁类型为shared_write是与share_read共享，兼容的。看表格。
客户端一：
客户端二：
但是，当在第一个客户端查询student表，然后在第二个客户端改变表结构，此时第二个客户端会处于停滞状态。
客户端一：
客户端二：
在客户端一执行select语句，自动加上shared_read锁，他与改变表结构所自动加的exclusive锁不兼容，因此第二个客户端会处于停滞状态，直至第一个客户端提交事务。
（2）基本语法
查看元数据锁：
select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema.metadata_locks;
在没有执行事务前，没有加元数据锁：
在另一个客户端执行查询操作，再次查询，则会加入元数据锁：
5、意向锁
（1）引入
在客户端一中开启一个事务，此时要update id=3的行数据，会对这一行加一个行锁。客户端二此时执行lock tables xxx的操作，此时行锁和表锁会冲突，需要一行行检查是否有加锁的情况，效率较低。
为了解决这个问题，引入了意向锁
（2）概念
在客户端一中开启一个事务，此时要update id=3的行数据，会对这一行加一个行锁，此外，还会再加一个意向锁。客户端二此时执行lock tables xxx的操作，他在加表锁时，会检查这张表的意向锁，若意向锁与这个表锁兼容，直接加锁，不兼容则会处于停滞状态，直至客户端一提交事务，释放行锁与表锁。
（3）分类
（3）兼容性
可以通过一下SQL语句，查看意向锁及行锁的加锁情况:
select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;
（4）实际操作
IS：
客户端一：
客户端二：
is：意向共享锁
record：行锁
客户端二：
加入表锁共享锁，成功，因为is与表锁共享锁兼容。
加入表锁排他锁则会失败，因为不兼容。
IX：
客户端一：
此时会自动加入行锁和意向排他锁。
客户端二：
加入行锁和意向排他锁（IX）。
此时执行表锁共享锁，则会处于停滞状态，因为不兼容。
同理，加入表锁排他锁也会处于停滞状态。
四、行锁
1、概念
2、分类
（1）行锁（read lock）：锁定单个行记录的锁，防止其他事务对此进行update和delete。在RC、RR隔离级别下都支持。
（2）间隙锁（gap lock）：锁定索引记录间隙（不含该记录），确保索引记录间隙不变，防止其他事物在这个间隙进行insert，产生欢度。在RR隔离级别下都支持。
（3）临键锁（next-key lock）：行锁和间隙锁组合，同时锁住数据，并锁住数据前面的间隙gap。在RR隔离级别下都支持。
3、行锁
（1）分类
解释：S与S之间共享，S与X之间排斥。
X与S、X都排斥。
（2）不同操作下加的锁类型
（3）演示
可以通过一下SQL语句，查看意向锁及行锁的加锁情况:
select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;
场景一：
客户端一：
此时查询加锁情况，为empty。
此时加入lock in share mode，加入共享锁S。
客户端二：
第二行lock_mode的S，即为共享锁。
在客户端二执行相同操作。再次查询加锁情况。
加了两个共享锁，S与S之间相互兼容。
场景二：
客户端一：
客户端二：
此时是可以更新成功的，因为客户端一查询的是id=1的数据。
此时会失败。因为id=1。加的是排他锁。X与S互斥。
场景三：
客户端一：
客户端二：
此时在客户端二执行更新操作，则会停滞，因为客户端一中，name没有建立索引，因为客户端一升级为表锁。
对name建立索引即可。
4、间隙锁/临键锁
（1）规则
（2）演示
场景一：
student表格数据如下：
客户端一：
更新id=16的操作，但表格内没有id=16的数据。
客户端二：
查询锁的类型：X,GAP。加了间隙锁。在21前加了间隙锁，即15-21，看lock_data，不包含已经存在的id。
此时在15-21前的添加数据，则会处于停滞状态，因为加了间隙锁。
场景二：
现有数据：
客户端一：
客户端二：
查询锁类型：
对现有数据加行锁，S,REC_NOT_GAP，对id=4的数据加行锁。
S为临键锁，把id=4以及id=4之前的数据锁住。
S,GAP为间隙锁，把4和8之间的间隙也锁上。
场景三：
客户端一：
客户端二：
