回顧

1.標(biāo)準(zhǔn)事務(wù)四個(gè)特性ACID

• 原子性(atomicity)：最小工作單元纽匙，要么都成功，要么都失敗回滾击奶。
• 一致性(consistency)：數(shù)據(jù)庫(kù)總是從一個(gè)一致性狀態(tài)轉(zhuǎn)換到另外一個(gè)一致性的狀態(tài)辈双，失敗事務(wù)中的改動(dòng)不會(huì)保存到數(shù)據(jù)庫(kù)中
• 隔離性(isolation)：一個(gè)事務(wù)的修改在最終提交前，對(duì)其他事務(wù)是不可見(jiàn)的柜砾。
• 持久性(durability)：一旦事務(wù)成功提交湃望，其修改就會(huì)永久保存到數(shù)據(jù)庫(kù)中。

2.隔離級(jí)別

• read uncommitted
• read committed
• repeatable read
• serializable

3.多版本控制（Multiversion Concurrency Control）

• 指的是一種提高并發(fā)的技術(shù)痰驱。最早的數(shù)據(jù)庫(kù)系統(tǒng)证芭，只有讀讀之間可以并發(fā)，讀寫担映，寫讀废士，寫寫都要阻塞。引入多版本之后蝇完，只有寫寫之間相互阻塞官硝，其他三種操作都可以并行，這樣大幅度提高了InnoDB的并發(fā)度短蜕。在內(nèi)部實(shí)現(xiàn)中氢架，InnoDB通過(guò)undo log保存每條數(shù)據(jù)的多個(gè)版本，并且能夠找回?cái)?shù)據(jù)歷史版本提供給用戶讀朋魔，每個(gè)事務(wù)讀到的數(shù)據(jù)版本可能是不一樣的达箍。在同一個(gè)事務(wù)中，用戶只能看到該事務(wù)創(chuàng)建快照之前已經(jīng)提交的修改和該事務(wù)本身做的修改铺厨。
• MVCC在 Read Committed 和 Repeatable Read兩個(gè)隔離級(jí)別下適配起作用

MVCC具體細(xì)節(jié)

1.隱藏字段

1.DB_TRX_ID(6字節(jié))：表示最近一次對(duì)本記錄行作修改（insert | update）的事務(wù)ID。至于delete操作硬纤，InnoDB認(rèn)為是一個(gè)update操作解滓，不過(guò)會(huì)更新一個(gè)另外的刪除位，將行表示為deleted筝家。并非真正刪除洼裤。
2.DB_ROLL_PTR(7字節(jié))：回滾指針，指向當(dāng)前記錄行的undo log信息
3.DB_ROW_ID(6字節(jié))：隨著新行插入而單調(diào)遞增的行ID溪王。理解：當(dāng)表沒(méi)有主鍵或唯一非空索引時(shí)腮鞍，innodb就會(huì)使用這個(gè)行ID自動(dòng)產(chǎn)生聚簇索引。如果表有主鍵或唯一非空索引莹菱，聚簇索引就不會(huì)包含這個(gè)行ID了移国。
4.deleted_bit:刪除標(biāo)記位

2.快照read view(snapshot)

里面保存了【對(duì)本事務(wù)不可見(jiàn)的其他活躍事務(wù)】，主要用來(lái)做可見(jiàn)性判斷的（即判斷事務(wù)能select哪些行）

read view中的幾個(gè)關(guān)鍵字段：

• createor_trx_id：當(dāng)前事務(wù)的id（分配給事務(wù)的id是遞增的編號(hào)）
• trx_ids：readView創(chuàng)建時(shí)其他未提交的活躍事務(wù)id列表（逆序排列）
• low_limit_id：目前出現(xiàn)過(guò)的最大的事務(wù)ID + 1道伟，即下一個(gè)即將被分配的事務(wù)ID
• up_limit_id：活躍事務(wù)列表trx_ids中最小的事務(wù)id迹缀，如果trx_ids為空的話使碾，則up_limit_id= low_limit_id

3.undo log

• 事務(wù)的回滾日志，存儲(chǔ)的是老版本數(shù)據(jù)祝懂，當(dāng)一個(gè)事務(wù)需要讀取記錄行時(shí)票摇，如果當(dāng)前記錄行不可見(jiàn)，可以順著undo log鏈找到滿足其可見(jiàn)性條件的記錄行版本砚蓬。
• 可見(jiàn)性算法主要就是靠undo log來(lái)實(shí)現(xiàn)的

• undo log分類
  1.insert undo log : 事務(wù)對(duì)insert新記錄時(shí)產(chǎn)生的undo log, 只在事務(wù)回滾時(shí)需要, 并且在事務(wù)提交后就可以立即丟棄矢门。
  2.update undo log : 事務(wù)對(duì)記錄進(jìn)行delete和update操作時(shí)產(chǎn)生的undo log，不僅在事務(wù)回滾時(shí)需要灰蛙，快照讀也需要祟剔。提交后仍然留著需要，有個(gè)purge線程專門處理這類undo log的清理工作缕允。
• purge線程：
  為了實(shí)現(xiàn)InnoDB的MVCC機(jī)制峡扩，更新或者刪除操作都只是設(shè)置一下舊記錄的deleted_bit，并不真正將舊記錄刪除障本。為了節(jié)省磁盤空間教届，InnoDB有專門的purge線程來(lái)清理deleted_bit為true的記錄。purge線程自己也維護(hù)了一個(gè)read view驾霜，如果某個(gè)記錄的deleted_bit為true案训，并且DB_TRX_ID相對(duì)于purge線程的read view可見(jiàn)，那么這條記錄一定是可以被安全清除的粪糙。（只有當(dāng)系統(tǒng)沒(méi)有比這個(gè)log更早的read-view了的時(shí)候才能刪除）
• update分為兩種情況：update的列是否是主鍵列强霎。
  1.如果不是主鍵列，在undo log中直接反向記錄是如何update的蓉冈。即update是直接進(jìn)行的城舞。
  2.如果是主鍵列，update分兩部執(zhí)行：先刪除該行寞酿，再插入一行目標(biāo)行家夺。

• 每次對(duì)記錄進(jìn)行改動(dòng)，都會(huì)記錄一條undo日志伐弹，每條undo日志也都有一個(gè)DB_ROLL_PTR屬性（INSERT操作對(duì)應(yīng)的undo日志沒(méi)有該屬性拉馋，因?yàn)樵撚涗洸](méi)有更早的版本），可以將這些undo日志都連起來(lái)惨好，串成一個(gè)鏈表煌茴，所以現(xiàn)在的情況就像下圖一樣：

  
  
  image.png
  
  

  如圖，事務(wù)T2對(duì)字段做修改的步驟：
  1.事務(wù)T2對(duì)該行加排他鎖
  2.然后把該行數(shù)據(jù)拷貝到undo log中日川，作為舊版本
  3.拷貝完畢后蔓腐，修改該行的字段，并且修改DB_TRX_ID為T2, 回滾指針指向拷貝到undo log的舊版本逗鸣。（然后還會(huì)將修改后的最新數(shù)據(jù)寫入redo log）
  4.事務(wù)提交合住，釋放排他鎖
  從上面可以看出绰精，不同事務(wù)或者相同事務(wù)的對(duì)同一記錄行的修改，會(huì)使該記錄行的undo log成為一條鏈表透葛，undo log的鏈?zhǔn)拙褪亲钚碌呐f記錄笨使，鏈尾就是最早的舊記錄。

4.可見(jiàn)性算法

在innodb中RR事務(wù)隔離級(jí)別情況下僚害，創(chuàng)建一個(gè)新事務(wù)后硫椰，執(zhí)行第一個(gè)select語(yǔ)句的時(shí)候，innodb會(huì)創(chuàng)建一個(gè)快照（read view）萨蚕，快照中會(huì)保存系統(tǒng)當(dāng)前不應(yīng)該被本事務(wù)看到的其他活躍事務(wù)id列表（即trx_ids）靶草。當(dāng)用戶在這個(gè)事務(wù)中要讀取某個(gè)記錄行的時(shí)候，innodb會(huì)將該記錄行的DB_TRX_ID與該Read View中的一些變量進(jìn)行比較岳遥，判斷是否滿足可見(jiàn)性條件奕翔。

假設(shè)當(dāng)前事務(wù)要讀取某一個(gè)記錄行，該記錄行的DB_TRX_ID（即最新修改該行的事務(wù)ID）為trx_id浩蓉，可見(jiàn)性算法流程圖（low_limit_id=max_trx_id+1=current_system_trx_id）：

image.png

5.Read Committed 與 Repeatable Read的快照區(qū)別

• 在innodb中的Repeatable Read級(jí)別, 只有事務(wù)在begin之后派继，執(zhí)行第一條select（讀操作）時(shí), 才會(huì)創(chuàng)建一個(gè)快照(read view)，將當(dāng)前系統(tǒng)中活躍的其他事務(wù)記錄起來(lái)捻艳；并且事務(wù)之后都是使用的這個(gè)快照驾窟，不會(huì)重新創(chuàng)建，直到事務(wù)結(jié)束认轨。
• 在innodb中的Read Committed級(jí)別, 事務(wù)在begin之后绅络，執(zhí)行每條select（讀操作）語(yǔ)句時(shí)，快照會(huì)被重置嘁字，即會(huì)重新創(chuàng)建一個(gè)快照(read view)恩急。
• 這個(gè)區(qū)別從而也就導(dǎo)致了RR情況下能保證一致性讀，因?yàn)榭煺帐冀K是用固定初始select創(chuàng)建的快照

6.當(dāng)前讀和快照讀

• 快照讀(snapshot read)：普通的 select 語(yǔ)句(不包括 select ... lock in share mode, select ... for update)
• 當(dāng)前讀(current read) ：select ... lock in share mode纪蜒，select ... for update假栓，insert，delete 語(yǔ)句（這些語(yǔ)句獲取的是數(shù)據(jù)庫(kù)中的最新數(shù)據(jù)霍掺，官方文檔：14.7.2.4 Locking Reads ）

只靠 MVCC 實(shí)現(xiàn)RR隔離級(jí)別，能防止快照讀的幻讀拌蜘，不能防止當(dāng)前讀的幻讀
1.比如事務(wù)A開(kāi)始后杆烁，執(zhí)行普通select語(yǔ)句，創(chuàng)建了快照简卧；之后事務(wù)B執(zhí)行insert語(yǔ)句兔魂；然后事務(wù)A再執(zhí)行普通select語(yǔ)句，得到的還是之前B沒(méi)有insert過(guò)的數(shù)據(jù)举娩，因?yàn)檫@時(shí)候A讀的數(shù)據(jù)是符合快照可見(jiàn)性條件的數(shù)據(jù)析校。這就防止了部分幻讀构罗，此時(shí)事務(wù)A是快照讀。
2.但是智玻，如果事務(wù)A執(zhí)行的不是普通select語(yǔ)句遂唧，而是select ... for update等語(yǔ)句，這時(shí)候吊奢，事務(wù)A是當(dāng)前讀盖彭，每次語(yǔ)句執(zhí)行的時(shí)候都是獲取的最新數(shù)據(jù)。也就是說(shuō)页滚，在只有MVCC時(shí)召边，A先執(zhí)行 select ... where nid between 1 and 10 … for update；然后事務(wù)B再執(zhí)行 insert … nid = 5 …裹驰；然后 A 再執(zhí)行 select ... where nid between 1 and 10 … for update隧熙，就會(huì)發(fā)現(xiàn)，多了一條B insert進(jìn)去的記錄幻林。這就產(chǎn)生幻讀了贞盯，所以單獨(dú)靠MVCC并不能完全防止幻讀。

• 所以說(shuō)滋将，RR（read repeatable）隔離級(jí)別下邻悬，僅僅依賴MVCC的話，可以保證可重復(fù)讀随闽，還能防止部分幻讀父丰，但不能完全防止幻讀（因?yàn)槿绻钱?dāng)前讀的情況下，獲取的是最新數(shù)據(jù)掘宪，仍然會(huì)有幻讀現(xiàn)象）蛾扇。
• InnoDB在實(shí)現(xiàn)RR隔離級(jí)別時(shí)，是通過(guò)“行級(jí)鎖+MVCC”來(lái)徹底做到完全防止幻讀的：不僅使用了MVCC魏滚，還會(huì)對(duì)“當(dāng)前讀語(yǔ)句”讀取的記錄行加記錄鎖（record lock）和間隙鎖（gap lock）镀首，禁止其他事務(wù)在間隙間插入記錄行，來(lái)防止幻讀鼠次。（鎖的概念后文會(huì)講）

鎖

表級(jí)鎖與行級(jí)鎖

• 表級(jí)鎖:具有開(kāi)銷小更哄、加鎖快的特性；表級(jí)鎖的鎖定粒度較大腥寇，發(fā)生鎖沖突的概率高成翩，支持的并發(fā)度低；
• 行級(jí)鎖:具有開(kāi)銷大赦役，加鎖慢的特性麻敌；行級(jí)鎖的鎖定粒度較小，發(fā)生鎖沖突的概率低掂摔，支持的并發(fā)度高术羔。

共享鎖與排他鎖

• 共享鎖（S）：允許獲得該鎖的事務(wù)讀取數(shù)據(jù)行（讀鎖）赢赊，同時(shí)允許其他事務(wù)獲得該數(shù)據(jù)行上的共享鎖，并且阻止其他事務(wù)獲得數(shù)據(jù)行上的排他鎖级历。
• 排他鎖（X）：允許獲得該鎖的事務(wù)更新或刪除數(shù)據(jù)行（寫鎖）释移，同時(shí)阻止其他事務(wù)取得該數(shù)據(jù)行上的共享鎖和排他鎖。

意向鎖

demo理解：
1.事務(wù)A鎖住了表中的一行鱼喉，讓這一行只能讀秀鞭，不能寫。
2.之后扛禽，事務(wù)B申請(qǐng)整個(gè)表的寫鎖锋边。如果事務(wù)B申請(qǐng)成功，那么理論上它就能修改表中的任意一行编曼，這與A持有的行鎖是沖突的豆巨。
3.數(shù)據(jù)庫(kù)需要避免這種沖突，要讓B的申請(qǐng)被阻塞掐场，直到A釋放了行鎖往扔。 數(shù)據(jù)庫(kù)要怎么判斷這個(gè)沖突呢？
?step1：判斷表是否已被其他事務(wù)用表鎖鎖表
?step2：判斷表中的每一行是否已被行鎖鎖住熊户。 （這樣的判斷方法效率不高萍膛，因?yàn)樾枰闅v整個(gè)表）
于是就有了意向鎖。在意向鎖存在的情況下嚷堡，事務(wù)A必須先申請(qǐng)表的意向共享鎖蝗罗，成功后再申請(qǐng)一行的行鎖。在意向鎖存在的情況下蝌戒， 上面的判斷可以改成
?step1：不變
?step2：發(fā)現(xiàn)表上有意向共享鎖串塑，說(shuō)明表中有些行被共享行鎖鎖住了，因此北苟，事務(wù)B申請(qǐng)表的寫鎖會(huì)被阻塞桩匪。
?注意：申請(qǐng)意向鎖的動(dòng)作是數(shù)據(jù)庫(kù)完成的，就是說(shuō)友鼻，事務(wù)A申請(qǐng)一行的行鎖的時(shí)候傻昙，數(shù)據(jù)庫(kù)會(huì)自動(dòng)先開(kāi)始申請(qǐng)表的意向鎖，不需要我們程序員使用代碼來(lái)申請(qǐng)彩扔。 總結(jié)：為了實(shí)現(xiàn)多粒度鎖機(jī)制（為了表鎖和行鎖都能用）

• “The main purpose of IX and IS locks is to show that someone is locking a row, or going to lock a row in the table.” 意思是說(shuō)加意向鎖的目的是為了表明某個(gè)事務(wù)正在鎖定這個(gè)表的一行或者將要鎖定一行屋匕。

意向鎖屬于表級(jí)鎖，由 InnoDB 自動(dòng)添加借杰，不需要用戶干預(yù)。意向鎖也分為共享和排他兩種方式：

• 意向共享鎖（IS）：事務(wù)在給數(shù)據(jù)行加行級(jí)共享鎖之前进泼，必須先取得該表的 IS 鎖蔗衡。
• 意向排他鎖（IX）：事務(wù)在給數(shù)據(jù)行加行級(jí)排他鎖之前纤虽，必須先取得該表的 IX 鎖。

表級(jí)鎖和表級(jí)意向鎖的兼容性：

image.png

行級(jí)鎖的實(shí)現(xiàn)

• Innodb通過(guò)給索引上的索引記錄加鎖的方式實(shí)現(xiàn)行級(jí)鎖
• 行級(jí)鎖分為三種
  1.記錄鎖(Record Lock)
  2.間隙鎖(Gap Lock)
  3.臨鍵鎖(Next-key Lock)

1. 記錄鎖(Record Lock)

• 記錄鎖（Record Lock）是針對(duì)索引記錄（index record）的鎖定绞惦。
• 記錄鎖永遠(yuǎn)都是鎖定索引記錄逼纸，鎖定非聚集索引會(huì)先鎖定聚集索引，然后再鎖定非聚集索引济蝉。如果表中沒(méi)有定義索引杰刽，InnoDB 默認(rèn)為表創(chuàng)建一個(gè)隱藏的聚簇索引，并且使用該索引鎖定記錄王滤。

1.例如贺嫂，id為唯一主鍵；SELECT * FROM t WHERE id = 1 FOR UPDATE;會(huì)阻止其他事務(wù)對(duì)表 t 中 id = 1 的數(shù)據(jù)執(zhí)行插入雁乡、更新第喳，以及刪除操作：

• 表t上會(huì)有一個(gè)IX鎖
• 主鍵索引id_index上對(duì)應(yīng)記錄會(huì)有一個(gè)X鎖

2.例如，id為唯一主鍵踱稍，name是加了普通索引的字段曲饱；SELECT * FROM t WHERE name = ‘test’ FOR UPDATE;會(huì)阻止其他事務(wù)對(duì)表 t 中 name = ‘test’ 的數(shù)據(jù)執(zhí)行插入、更新珠月，以及刪除操作：

• 表t上會(huì)有一個(gè)IX鎖
• 主鍵索引id_index上對(duì)應(yīng)記錄會(huì)有一個(gè)X鎖
• 索引name_index上對(duì)應(yīng)記錄會(huì)有一個(gè)X鎖

2.間隙鎖(Gap Lock)

• 間隙鎖（Gap Lock）鎖定的是索引記錄之間的間隙扩淀、第一個(gè)索引之前的間隙或者最后一個(gè)索引之后的間隙。嚴(yán)格來(lái)說(shuō)是個(gè)開(kāi)區(qū)間
• 只會(huì)在Repeatable Read下使用

1.例如啤挎，SELECT * FROM t WHERE c1 BETWEEN 1 and 10 FOR UPDATE;會(huì)阻止其他事務(wù)將 1 到 10 之間的任何值插入到 c1 字段中驻谆，即使該列不存在這樣的數(shù)據(jù)；（c1=4和c1=1是存在的侵浸，其他都不存在）因?yàn)檫@些值都會(huì)被鎖定：
?表 t 上存在 IX 鎖
?主鍵索引上存在 1 個(gè) X 記錄鎖（id = 1）
?主鍵索引上存在 2個(gè)間隙鎖(1, 4],(4,10] 后面可以得知旺韭，其實(shí)這個(gè)屬于next-key鎖了

3.臨鍵鎖(Next-key Lock)

理解為記錄鎖+間隙鎖即可，間隙鎖的邊緣的索引記錄恰好有個(gè)記錄鎖

SELECT * FROM t WHERE c1 BETWEEN 1 and 10 FOR UPDATE;c1是個(gè)無(wú)索引的字段的話掏觉，那么就會(huì)導(dǎo)致出現(xiàn)（ -infinity 区端，1），1澳腹，（1织盼，10），10酱塔，（10沥邻， infinity ）的鎖。會(huì)導(dǎo)致任何插入都需要等待鎖釋放羊娃；因?yàn)閺腸1跟主鍵索引構(gòu)建不了管聯(lián)唐全，所以索引一定要加好來(lái)