温故知新-Mysql锁&事务&MVCC

文章目录

• 锁概述
• 锁分类
• MyISAM 表锁
• InnoDB 行锁
• 事务及其ACID属性
• InnoDB 的行锁模式
• 注意
• MVCC
• InnoDB 中的 MVCC
• 参考
• 你的鼓励也是我创作的动力

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锁概述

锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制（避免争抢）。
在数据库中，除传统的计算资源（如 CPU、RAM、I/O 等）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如
何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的
一个重要因素。从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂

锁分类

• 从对数据操作的粒度分

1） 表锁：操作时，会锁定整个表。
2） 行锁：操作时，会锁定当前操作行。

• 从对数据操作的类型分

1） 读锁（共享锁）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响
2） 写锁（排它锁）：当前操作没有完成之前，它会阻断其他写锁和读锁

• Mysql 锁

相对其他数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。下表中罗
列出了各存储引擎对锁的支持情况：

• MySQL这3种锁的特性可大致归纳如下 ：

  • 表锁

  偏向MyISAM 存储引擎，开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高,并发度最低。

  • 行锁

  偏向InnoDB 存储引擎，开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。

  • 页面锁

  开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般

MyISAM 表锁

• 对MyISAM 表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；
• 对MyISAM 表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；

简而言之，就是读锁会阻塞写，但是不会阻塞读。而写锁，则既会阻塞读，又会阻塞写。

• 此外，MyISAM 的读写锁调度是写优先，这也是MyISAM不适合做写为主的表的存储引擎的原因。因为写锁后，其他线程不能做任何操作，大量的更新会使查询很难得到锁，从而造成永远阻塞。

InnoDB 行锁

• 行锁特点 ：偏向InnoDB 存储引擎，开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。
• InnoDB 与 MyISAM 的最大不同有两点：一是支持事务；二是 采用了行级锁。

事务及其ACID属性

• 事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4个特性，简称为事务ACID属性。
  
• 并发事务处理带来的问题
  
• 事务隔离级别
  • 为了解决上述提到的事务并发问题，数据库提供一定的事务隔离机制来解决这个问题。数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使用事务在一定程度上“串行化” 进行，这显然
    与“并发” 是矛盾的。
  • 数据库的隔离级别有4个，由低到高依次为Read uncommitted、Read committed、Repeatable read、
    Serializable，这四个级别可以逐个解决脏写、脏读、不可重复读、幻读这几类问题。
    
    Mysql 的数据库的默认隔离级别为 Repeatable read；

InnoDB 的行锁模式

InnoDB 实现了以下两种类型的行锁。

• 共享锁（S）：又称为读锁，简称S锁，共享锁就是多个事务对于同一数据可以共享一把锁，都能访问到数据，但是只能读不能修改。
• 排他锁（X）：又称为写锁，简称X锁，排他锁就是不能与其他锁并存，如一个事务获取了一个数据行的排他锁，其他事务就不能再获取该行的其他锁，包括共享锁和排他锁，但是获取排他锁的事务是可以对数据就行读取和修改。

对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁（X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；

• 无索引行锁升级为表锁

如果不通过索引条件检索数据，那么InnoDB将对表中的所有记录加锁，实际效果跟表锁一样。

• 间隙锁危害

当我们用范围条件，而不是使用相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据进行加锁； 对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做 “间隙（GAP）” ，InnoDB也会对这个 “间隙” 加锁，这种锁机制就是所谓的间隙锁（Next-Key锁）

注意

• InnoDB存储引擎由于实现了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面带来了性能损耗可能比表锁会更高一些，但是在整体并发处理能力方面要远远由于MyISAM的表锁的。当系统并发量较高的时候，InnoDB的整体性能和MyISAM相比就会有比较明显的优势。

• 但是，InnoDB的行级锁同样也有其脆弱的一面，当我们使用不当的时候，可能会让InnoDB的整体性能表现不仅不
  能比MyISAM高，甚至可能会更差。

1. 尽可能让所有数据检索都能通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁。
2. 合理设计索引，尽量缩小锁的范围
3. 尽可能减少索引条件，及索引范围，避免间隙锁
4. 尽量控制事务大小，减少锁定资源量和时间长度
5. 尽可使用低级别事务隔离（但是需要业务层面满足需求）

MVCC

MVCC (Multiversion Concurrency Control) 中文全程叫多版本并发控制，是现代数据库（包括 MySQL、Oracle、PostgreSQL 等）引擎实现中常用的处理读写冲突的手段，目的在于提高数据库高并发场景下的吞吐性能。

• 如此一来不同的事务在并发过程中，SELECT 操作可以不加锁而是通过 MVCC 机制读取指定的版本历史记录，并通过一些手段保证保证读取的记录值符合事务所处的隔离级别，从而解决并发场景下的读写冲突。

InnoDB 中的 MVCC

• InnoDB MVCC 实现原理的关键

1、事务版本号
2、表的隐藏列。
3、undo log
4、 read view

InnoDB 中 MVCC 的实现方式为：每一行记录都有两个隐藏列：DATA_TRX_ID、DATA_ROLL_PTR（如果没有主键，则还会多一个隐藏的主键列）。

• DATA_TRX_ID

记录最近更新这条行记录的事务 ID，大小为 6 个字节

• DATA_ROLL_PTR

表示指向该行回滚段（rollback segment）的指针，大小为 7 个字节，InnoDB 便是通过这个指针找到之前版本的数据。该行记录上所有旧版本，在 undo 中都通过链表的形式组织。

• DB_ROW_ID

行标识（隐藏单调自增 ID），大小为 6 字节，如果表没有主键，InnoDB 会自动生成一个隐藏主键，因此会出现这个列。另外，每条记录的头信息（record header）里都有一个专门的 bit（deleted_flag）来表示当前记录是否已经被删除。

• 组织 Undo Log 链
  
• 如何实现一致性读 —— ReadView
  InnoDB 为了解决这个问题，设计了 ReadView（可读视图）的概念。
  ReadView ：每个 SELECT 语句开始时，会生成一致性视图，ReadView 中是当前活跃的事务 ID 列表，称之为 m_ids，其中最小值为 up_limit_id，最大值为low_limit_id，事务 ID 是事务开启时 InnoDB 分配的，其大小决定了事务开启的先后顺序，因此我们可以通过 ID 的大小关系来决定版本记录的可见性；

1. 如果被访问版本的 trx_id 小于 m_ids 中的最小值 up_limit_id，说明生成该版本的事务在 ReadView 生成前就已经提交了，所以该版本可以被当前事务访问。
2. 如果被访问版本的 trx_id 大于 m_ids 列表中的最大值 low_limit_id，说明生成该版本的事务在生成 ReadView 后才生成，所以该版本不可以被当前事务访问。需要根据 Undo Log 链找到前一个版本，然后根据该版本的 DB_TRX_ID 重新判断可见性。
3. 如果被访问版本的 trx_id 属性值在 m_ids 列表中最大值和最小值之间（包含），那就需要判断一下 trx_id 的值是不是在 m_ids 列表中。如果在，说明创建 ReadView 时生成该版本所属事务还是活跃的，因此该版本不可以被访问，需要查找 Undo Log 链得到上一个版本，然后根据该版本的 DB_TRX_ID 再从头计算一次可见性；如果不在，说明创建 ReadView 时生成该版本的事务已经被提交，该版本可以被访问。
4. 此时经过一系列判断我们已经得到了这条记录相对 ReadView 来说的可见结果。此时，如果这条记录的 delete_flag 为 true，说明这条记录已被删除，不返回。否则说明此记录可以安全返回给客户端。

参考

MySQL InnoDB MVCC 机制的原理及实现

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