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数据库并发如何让数据操作串行化
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本章主要讲解MySQL是如何在并发请求保证数据的正确性。 引入了一些概念，指引学习方向，文末有我们学习参考文章 概念 （针对于InnoDB）学习一个新鲜事物的时，我们总会碰到一些新的概念或设计，如果你细心领悟或许可以举一反三，通过之前学过的东西与之关联。但是如果你并无感悟，倒也无妨。因为大多数你只需要整理后自己能记住就可以。毕竟我们不是开创者而是使用者。接下来我将要介绍几个概念或是设计是针对于今天所探讨的主题。 MVCC (多版本并发控制)对于未接触过这个概念的人肯定是一脸雾水，那我只简介一下它的作用。如果想学习可以自行查找资料。 它会在每个数据行后面追加隐藏两个字段，分别代表创建（创建的事务版本号），删除（删除的事务版本号）。 事务版本号：每启动一个事务都会产生版本号 id name create_version delete_version 1 dog 1 2 1 pig 2 null 2 cat 2 3 3 cats 3 null上表为MVCC的一个简图，我来描述一下它的经历。 事务1 ：插入一条id=1，name=dog的数据。 事务2：更新了id=1，name=pig。 并且插入一条数据id=2，name=cat 事务3：插入了一条id=3，name=cats，并且删除了id=2的数据有了这个设计我们就能弄出不同版本的查询结果（隔离级别中的快照读就与之相识） 获取最新版本（版本3）的数据，查询条件为：create_version>=3 and delete_version=null。 获取指定版本（版本2）的数据，查询条件为：create_version2）。 锁 （防止数据并发操作）锁一个特别简单的名词，但是初学者未必能理的清楚概念。像我这样文字理解能不好的人就卡了半天。 最后我的理解是：阻碍你获取数据的就是锁。锁是你与数据交流间的一道屏障。 行锁 共享锁（S锁）又称为读锁（Share lock,简记为S锁），若事务T对数据对象A加上S锁，则其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁。 排它锁（X锁）又称为写锁（(eXclusive lock,简记为X锁)），若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。它防止任何其它事务获取资源上的锁，直到在事务的末尾将资源上的原始锁释放为止。这里我进行了一个比喻，假设数据是一个透明的箱子。如果箱子里东西能看到就是可查询，能触碰到就是可修改。 共享锁：添加条件（能看到箱子里东西的事务都能添加，否者需要等待），相当于给箱子加了一个锁，这个锁只有自己能打开。 排它锁：添加条件（能触碰到箱子里东西的事务都能添加，否者需要等待），相当于打开箱子给里面东西套上一个盒子，再对盒子加锁，这个锁只有自己能打开 事务1 为数据添加共享锁，事务2能再添加共享锁吗？如果能，事务2能修改数据吗，事务1能修改数据吗？ 事务1 为数据添加共享锁，事务2能添加排它锁吗？如果能，事务2能修改数据吗，事务1能修改数据吗？ 事务1 为数据添加排它锁，事务2能添加共享锁吗？如果能，事务2能修改数据吗，事务1能修改数据吗？ 事务1 为数据添加排它锁，事务2能添加排它锁吗？如果能，事务2能修改数据吗，事务1能修改数据吗？ 间隙锁 （gap锁） 会在查询数据的两侧插入间隙锁，导致无法插入。 这与InnoDB索引顺序排序有关。 四种事务隔离在数据库操作中，为了有效保证并发读取数据的正确性，提出的事务隔离级别。我们的数据库锁，也是为了构建这些隔离级别存在的。 锁和多版本数据（MVCC）是 InnoDB 实现一致性读和隔离级别的手段。 因此，在不同的隔离级别下，InnoDB 处理 SQL 时采用的一致性读策略和需要的锁是不同的。 Read Uncommitted （RU）在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少。读取未提交的数据，也被称之为脏读（Dirty Read）。 Read Committed （RC）这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这种隔离级别 也支持所谓的不可重复读（Nonrepeatable Read），因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit，所以同一select可能返回不同结果。 Repeatable Read （RR）这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读 （Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题。 Serializable（可串行化）这是最高的隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。 隔离级别与MVCC的关系事务中sql语句有加锁与不加锁两种，我们把不加锁的定义为快照读，加锁的定义为当前读，以下是分类 快照读：就是select select * from table ….; 当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，处理的都是当前的数据，需要加锁。 select * from table where ? lock in share mode; S锁，Gap锁 select * from table where ? for update; X锁，Gap锁 insert; X锁，Gap锁 update ; X锁，Gap锁 delete; X锁，Gap锁MVCC定义了隔离级别不同的快照读版本，只对RC与RR进行分析。 RC隔离级别：每次快照读都是获取最新版本。 RR隔离级别：每次快照读都是获取指定版本。 隔离级别与锁的关系不同的隔离级别当前读加锁情况不同，只对RC与RR进行分析。 共同点：在添加X锁与S锁方面是一样的。 不同点：RR隔离级别有时还会添加Gap锁。 加锁分析 数据库加锁解锁时间点数据库遵循的是两段锁协议，将事务分成两个阶段，加锁阶段和解锁阶段（所以叫两段锁） 事务 加锁/解锁处理 begin insert into test ….. 加insert对应的锁 update test set… 加update对应的锁 delete from test …. 加delete对应的锁 delete from test …. 事务提交时，同时释放insert、update、delete对应的锁但在实际使用过程当中，MySQL做了一些改进，在MySQL Server过滤条件，发现不满足后，会调用unlock_row方法，把不满足条件的记录释放锁 (违背了二段锁协议的约束)。这样做，保证了最后只会持有满足条件记录上的锁，但是每条记录的加锁操作还是不能省略的。可见即使是MySQL，为了效率也是会违反规范的。（参见《高性能MySQL》中文第三版p181） 数据库如何加锁数据库加锁是比较复杂，有比较多的情况。需要你了解InnoDB的索引机制。这里简单通过sql执行计划（explain）分析，步骤如下： type=range key=PRIMARY：主键的范围扫描，会在主键B+树添加行锁。RR隔离级别下主键B+树会添加间隙锁。 key=唯一索引：唯一索引的范围扫描，会在主键B+树添加行锁，唯一索引B+树上添加行锁。RR隔离级别下唯一索引B+树会添加间隙锁。 key=普通索引：普通索引的范围扫描，会在主键B+树添加行锁，普通索引B+树上添加行锁。RR隔离级别下普通索引B+树会添加间隙锁。 type=ref key=普通索引：普通索引扫描，返回匹配某个单独值的所有行，会在主键B+树添加行锁，普通索引B+树上添加行锁。RR隔离级别下普通索引B+树会添加间隙锁。 type=eq_ref key=唯一索引：唯一索引扫描，返回匹配某个单独值行，会在主键B+树添加行锁，唯一索引B+树上添加行锁。 type=const key=主键索引：主键索引扫描，返回匹配某个单独值行，会在主键B+树添加行锁。 事务隔离中关于不可重复读，可重复读，幻读的理解以下是作者的理解，符合所学知识，大家可以参考。 是否可重复读是针对于快照读，幻读是针对于当前读。 RC的不可重复读，是因为在RC隔离中快照读是获取最新快照版本，所有每次相同sql快照读的数据都可能不一样。 RR可重复读，是因为在RR隔离中快照读是获取指定快照版本，所有每次相同sql快照读数据的是一样的。RC隔离中存在幻读可能性。举个例子有一个获取某表全部信息sql当前读（select from table for update）（sql的语义是锁住全表并获取最新信息），但是这时如果另一个事务执行（insert into table） 语句仍然可以插入，因为RC隔离中没有间隙锁。这会导致前面select from table for update 的数据不是最新有效数据。这就是幻读。 幻读——一个当前读的查询sql但是保证不了数据的正确性，这个查询就可能存在幻读。 RR隔离中有间隙锁，所以不会幻读。资料上会出现幻读的其实已经被InnoDB引擎优化了。 MySQL 架构图 （题外）
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