InnoDB 事務加鎖解析

2024-09-07 22:12:56

字體：大中小

來源：轉載

供稿：網友

　　一般大家對數據庫事務的了解可能停留在事務的ACID特性以及事務4種不同的隔離級別層面上，而對于事務 4 種不同隔離級別如何實現了解相對較少。

　　本文以 MySQL 數據庫 InnoDB 引擎為例，為大家分析 InnoDB數據庫引擎對默認的隔離級別可重復讀（RR）的具體實現。

　　整文知識點介紹：事務4種隔離級別、不同隔離級別解決的問題、MVCC、鎖的類型、加鎖案例分析；閱讀完整文相信大家對事務隔離級別的具體實現有了一定的認識。

　　一、事務的隔離級別
　　1、4 種隔離級別
　?。?）未提交讀（Read uncommitted）：一個事務讀取到其他事務未提交的數據，是級別最低的隔離機制；

　?。?）提交讀（Read committed)：一個事務讀取到其他事務提交后的數據；

　?。?）可重復讀（Repeatable read）：一個事務對同一份數據讀取到的相同，不在乎其他事務對數據的修改；

　?。?）序列化（Serializable）：事務串行化執行，隔離級別最高，犧牲了系統的并發性。

　　2、不同隔離級別解決的問題
　　若不考慮事務的隔離級別，則事務的并發會造成以下問題：

　?。?）臟讀：事務A讀取了事務B更新的數據，然后B回滾操作，那么A讀取到的數據是臟數據。

　?。?）不可重復讀：事務 A 多次讀取同一數據，事務 B 在事務A多次讀取的過程中，對數據作了更新并提交，導致事務A多次讀取同一數據時，結果不一致。

　?。?）幻讀：同一事務中對同一范圍的數據進行讀取，結果卻多出了數據或者少了數據，這就叫幻讀。（如同一事務對id<10的范圍進行2次查詢，第一次出現id=8、9的兩條數據，第二次出現id=7、8、9的3條數據）。

　　不可重復讀的和幻讀很容易混淆，不可重復讀側重于修改，幻讀側重于新增或刪除。解決不可重復讀的問題只需鎖住滿足條件的行，解決幻讀需要鎖表。

　　二、MVCC
　　上文提到 InnoDB 默認的隔離級別是可重復讀（RR），InnoDB是通過MVCC（多版本并發控制）來實現可重復讀的，下面為大家介紹MVCC。

　　1、概念
　　在InnoDB中，給每行增加兩個隱藏字段來實現MVCC，一個用來記錄數據行的創建時間，另一個用來記錄行的過期時間（刪除時間）。在實際操作中，存儲的并不是時間，而是事務的版本號，每開啟一個新事務，事務的版本號就會遞增。

　　于是乎，默認的隔離級別（REPEATABLE READ）下，增刪查改變成了這樣：

　　（1）SELECT

　　讀取創建版本小于或等于當前事務版本號，并且刪除版本為空或大于當前事務版本號的記錄。這樣可以保證在讀取之前記錄是存在的。
　?。?）INSERT

　?。?）UPDATE

　　新插入一行，并以當前事務的版本號作為新行的創建版本號，同時將原記錄行的刪除版本號設置為當前事務版本號。
　?。?）DELETE

　　2、快照讀和當前讀
　?。?）快照讀：讀取的是快照版本，也就是歷史版本；

　?。?）當前讀：讀取的是最新版本。

　　普通的SELECT就是快照讀，而UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE是當前讀。

　　（3）結論：如果隔離級別是REPEATABLE READ，那么在同一個事務中的所有普通select讀讀到的都是事務第一個讀到的快照，如此實現了可重復讀；而對于當前讀（UPDATE、DELETE、INSERT、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE、SELECT ... FOR UPDATE），InnoDB 通過加鎖來實現可重復讀，且InnoDB 加鎖同時解決了幻讀問題。

　　三、鎖的類型
　　InnoDB 引入以下三種鎖類型：

　　Record Locks（記錄鎖）：在索引記錄上加鎖，即行鎖，鎖住當前行。
　　Gap Locks（間隙鎖）：在索引記錄之間加鎖，或者在第一個索引記錄之前加鎖，或者在最后一個索引記錄之后加鎖。
　　Next-Key Locks：在索引記錄上加鎖，并且在索引記錄之前的間隙加鎖。它相當于是Record Locks與Gap Locks的一個結合。
　　假設一個索引包含以下幾個值：10,11,13,20。那么這個索引的next-key鎖將會覆蓋以下區間：(-oo, 10]、(10, 11]、(11, 13]、(13, 20]、(20, +oo)。

　　MySQL InnoDB 通過間隙鎖解決了幻讀問題。以下通過實際的案例分析來介紹InnoDB 是如果解決幻讀問題的。

　　四、案例分析
　　在對SQL進行加鎖分析前，需要明確表的結構和索引類型。在不知道索引的情況下直接給出一條SQL來分析如果加鎖是沒有任何意義的。

　　以下以用戶表（t_user）為例（id為主鍵，name為唯一索引，age為一般索引，address無索引）分析不同索引條件的加鎖表現。

　　1、主鍵索引
　　例：delete from t_user where id=120;

　　此種情況下，其他事務除了不能刪除、更新此條記錄外，其他插入其他行、更新其他行都行。

　　2、唯一索引
　　例：delete from t_user where name='n20';
　　條件為唯一索引，鎖住索引記錄，同時鎖住聚簇索引中的對應行記錄：

　　3、一般索引
　　例：delete from t_user where age=20;
　　與主鍵和唯一索引不同的是，一般索引的記錄是允許重復的；換句話說，如果我們單純地給索引加記錄鎖時，其他事務依然可以插入，也就有可能出現幻讀問題了。

　　所以除了給對應索引記錄加上記錄鎖之外，還要給Gap加上鎖。

　　從上面知識點我們可以預估這個操作一共需要的鎖：

　　age索引記錄鎖(Record Lock) ： 20_120, 20_130（以下均用age_id這種形式表示索引值）
　　age索引間隙鎖(Gap X-Lock)： (10, 20)、(20, 20)、(20, 40)
　　聚簇索引上的記錄鎖(Record X-Lock)： id=120/130對應的行記錄
　　SQL驗證：

　　根據實際情況，3-6均符合我們預期，然而7和8則超出了我們預期的鎖范圍。為什么會超出我們預期呢？此次我們進行分析一下：

　　從7、8插入語句來看，由于id為自增主鍵，會自動遞增，語句7插入值預計為：10_141；

　　語句8插入值預計為：40_141，為什么只有后者能插入呢？
　　其實我們可以將B+樹中的間隙理解得更加精準一點：

　　age=20的三個間隙應該為：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)；

　　可以看出語句7插入值10_141 無法插入，因為間隙被鎖住了；而語句8插入 40_141值因為在間隙之外了，無鎖沖突，允許插入。

　　所以最終的加鎖情況應該這樣表示：

　　age索引記錄鎖(Record Lock) ：20_120, 20_130
　　age索引間隙鎖(Gap X-Lock)：(10_110, 20_120)、(20_120, 20_130)、(20_130, 40_140)
　　聚簇索引上的記錄鎖(Record X-Lock)：id=120/130對應的行記錄
　　4、無索引
　　delete from t_user where address='a20'，因為無法精準定位，InnoDB選擇將聚簇索引中的所有行以及間隙都鎖起來，功能上已經等于鎖表了：

　　5、結論
　　InnoDB 在RC（READ COMMITTED）隔離級別中，只會在對應的索引/行記錄上加Record Lock，而不會加Gap鎖，原因也很簡單，因為該隔離級別是允許存在幻讀問題的。

　　在RR級別下的加鎖方式稱之為Next-Key Locks，其實就是上述Record Locks和Gap Locks的結合。比如Gap Lock為(10,20) ,record lock為20，結合的Next-Key lock 為：(10, 20]。

　　分析Next-Key Locks其實就是要分析Record Locks和Gap Locks。MySQL InnoDB的可重復讀并不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖讀使用到的機制就是next-key locks。

　　如果使用普通的讀，會得到一致性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結果。本身，可重復讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務里，如果保證了可重復讀，

　　就會看不到其他事務的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導致前后兩次讀到的結果不一致，違背了可重復讀?？梢赃@么講，InnoDB提供了這樣的機制，在默認的可重復讀的隔離級別里，可以使用加鎖讀去查詢最新的數據。

（編輯：武林網）

上一篇：msyql數據表的運作

下一篇：Hive SQL去重a b和b a類別