mvcc与gap

相关概念

1. Redo log, bin log, Undo log

InnoDB中通过undo log实现了数据的多版本，而并发控制通过锁来实现。

undo log除了实现MVCC外，还用于事务的回滚。MySQL Innodb中存在多种日志，除了错误日志、查询日志外，还有很多和数据持久性、一致性有关的日志。

binlog，是mysql服务层产生的日志，常用来进行数据恢复、数据库复制，常见的mysql主从架构，就是采用slave同步master的binlog实现的, 另外通过解析binlog能够实现mysql到其他数据源（如ElasticSearch)的数据复制。

redo log记录了数据操作在物理层面的修改，mysql中使用了大量缓存，缓存存在于内存中，修改操作时会直接修改内存，而不是立刻修改磁盘，当内存和磁盘的数据不一致时，称内存中的数据为脏页(dirty page)。为了保证数据的安全性，事务进行中时会不断的产生redo log，在事务提交时进行一次flush操作，保存到磁盘中, redo log是按照顺序写入的，磁盘的顺序读写的速度远大于随机读写。当数据库或主机失效重启时，会根据redo log进行数据的恢复，如果redo log中有事务提交，则进行事务提交修改数据。这样实现了事务的原子性、一致性和持久性。

undo log: 除了记录redo log外，当进行数据修改时还会记录undo log，undo log用于数据的撤回操作，它记录了修改的反向操作，比如，插入对应删除，修改对应修改为原来的数据，通过undo log可以实现事务回滚，并且可以根据undo log回溯到某个特定的版本的数据，实现MVCC。

2. 版本链与Undo log

innodb中通过B+树作为索引的数据结构，并且主键所在的索引为ClusterIndex(聚簇索引), ClusterIndex中的叶子节点中保存了对应的数据内容。一个表只能有一个主键，所以只能有一个聚簇索引，如果表没有定义主键，则选择第一个非NULL唯一索引作为聚簇索引，如果还没有则生成一个隐藏id列作为聚簇索引。

3. read view, 快照snapshot

 

一、 mvcc

　　多版本控制 mvcc(Multiversion Concurrency Control):

在Mysql的InnoDB引擎中就是指在已提交读(READ COMMITTD)和可重复读(REPEATABLE READ)这两种隔离级别下的事务对于SELECT操作会访问版本链中的记录的过程。这就使得别的事务可以修改这条记录，反正每次修改都会在版本链中记录。SELECT可以去版本链中拿记录，这就实现了读-写，写-读的并发执行，提升了系统的性能。

• MySQL的大多数事务型存储引擎实现的其实都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑, 它们一般都同时实现了多版本并发控制(MVCC)。不仅是MySQL, 包括Oracle,PostgreSQL等其他数据库系统也都实现了MVCC, 但各自的实现机制不尽相同, 因为MVCC没有一个统一的实现标准。
• 可以认为MVCC是行级锁的一个变种, 但是它在很多情况下避免了加锁操作, 因此开销更低。虽然实现机制有所不同, 但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。
• MVCC的实现方式有多种, 典型的有乐观(optimistic)并发控制 和 悲观(pessimistic)并发控制。
• MVCC只在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别够和MVCC不兼容, 因为 READ UNCOMMITTED 总是读取最新的数据行, 而不是符合当前事务版本的数据行。而 SERIALIZABLE 则会对所有读取的行都加锁。

二、 gap

　　间隙锁实质上是对索引前后的间隙上锁，不对索引本身上锁。

　　根据检索条件向左寻找最靠近检索条件的记录值A，作为左区间，向右寻找最靠近检索条件的记录值B作为右区间，即锁定的间隙为（A，B）。　

　　间隙锁的目的是为了防止幻读，其主要通过两个方面实现这个目的：
　　（1）防止间隙内有新数据被插入。
　　（2）防止已存在的数据，更新成间隙内的数

 

 

MySQL InnoDB支持三种行锁定方式：

行锁（Record Lock）：锁直接加在索引记录上面。

间隙锁（Gap Lock）：锁加在不存在的空闲空间，可以是两个索引记录之间，也可能是第一个索引记录之前或最后一个索引之后的空间。

Next-Key Lock：行锁与间隙锁组合起来用就叫做Next-Key Lock。

默认情况下，InnoDB工作在可重复读隔离级别下，并且以Next-Key Lock的方式对数据行进行加锁，这样可以有效防止幻读的发生。Next-Key Lock是行锁与间隙锁的组合，这样，当InnoDB扫描索引记录的时候，会首先对选中的索引记录加上行锁（Record Lock），再对索引记录两边的间隙（向左扫描扫到第一个比给定参数小的值， 向右扫描扫描到第一个比给定参数大的值， 然后以此为界，构建一个区间）加上间隙锁（Gap Lock）。如果一个间隙被事务T1加了锁，其它事务是不能在这个间隙插入记录的。

举个例子：

表task_queue

Id           taskId

1              2

3              9

10            20

40            41

 

开启一个会话： session 1

sql> set autocommit=0;

   ##

取消自动提交

sql> delete from task_queue where taskId = 20;

sql> insert into task_queue values(20, 20);

 

在开启一个会话： session 2

sql> set autocommit=0;

   ##

取消自动提交

sql> delete from task_queue where taskId = 25;

sql> insert into task_queue values(30, 25);

 

在没有并发，或是极少并发的情况下， 这样会可能会正常执行，在Mysql中， 事务最终都是穿行执行， 但是在高并发的情况下， 执行的顺序就极有可能发生改变， 变成下面这个样子：

sql> delete from task_queue where taskId = 20;

sql> delete from task_queue where taskId = 25;

sql> insert into task_queue values(20, 20);

sql> insert into task_queue values(30, 25);

 

这个时候最后一条语句：insert into task_queue values(30, 25); 执行时就会爆出死锁错误。因为删除taskId = 20这条记录的时候，20 --  41 都被锁住了， 他们都取得了这一个数据段的共享锁， 所以在获取这个数据段的排它锁时出现死锁。

 

间隙锁在InnoDB的唯一作用就是防止其它事务的插入操作，以此来达到防止幻读的发生，所以间隙锁不分什么共享锁与排它锁。另外，在上面的例子中，我们选择的是一个普通（非唯一）索引字段来测试的，这不是随便选的，因为如果InnoDB扫描的是一个主键、或是一个唯一索引的话，那InnoDB只会采用行锁方式来加锁，而不会使用Next-Key Lock的方式，也就是说不会对索引之间的间隙加锁，仔细想想的话，这个并不难理解，大家也可以自己测试一下。

 

要禁止间隙锁的话，可以把隔离级别降为读已提交，或者开启参数innodb_locks_unsafe_for_binlog。

 

 

参考：

　　https://blog.51cto.com/277963679/1977505

　　https://baijiahao.baidu.com/s?id=1629409989970483292