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mysql事务-锁

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5ycode
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接之前的事务系列

mysql事务-innodb中的redolog详解

innodb中的undolog 详解

mysql事务-MVCC

通过前面几篇文章,我们知道,并发产生的事务,基本上会有写-写,读-写或写-读,也是由于隔离级别的不同,可能会导致脏读、幻读等问题。

在这篇(mysql事务-MVCC)文章中,我们了解到读操作通过多版本并发控制(MVCC)来解决不一致的问题。

写操作可以通过加锁来解决。

先简单的梳理下并发时,更新记录时的加锁机制。

图片

到此,我们挂起。

加锁 带来的问题

  • 脏读

    • 脏页:缓冲池已修改,还未刷新到磁盘;

    • 脏数据 事务未commit时;

    • 脏读 读到未提交的数据

  • 不可重复读,一个事务内多次读取同一数据集合,另一个事务提交了

  • 丢失更新,电商购物,用户取消和发货同时进行,发货未看最新状态

  • 阻塞 锁释放过慢会导致

共享锁(Shared Lock) :

  • InnoDB存储引擎;

  • 读锁(S锁);

  • 其他事务可以读,但不可以写;

  • 共享,别人获取了S锁,他人是可以再获取S锁,但是不能再获取该记录的X锁

  • 获取S锁 select ... lock in share mode;

独占锁(Exclusive Lock)

  • InnoDB存储引擎;

  • 写锁(X锁);

  • 排他,其他事务不可以读,也不可以写;

  • 对于update、delete、insert语句,InnoDB自动给数据集加X锁;

  • 对于select语句获取x锁, select ... for update,这样只有自己才能更新数据,其他事务无法更新;

  • 优先级比读锁高;

元数据锁(Metadata lock)

msyql使用DML来管理对数据库对象的并发访问,并确保数据一致性。在5.5.3以前,当一个会话在主库执行DML操作还没有提交时,另一个会话对同一个对象执行了DDL操作,如DROP,mysql的binglog是基于事务提交的先后顺序进行记录的,因此在slave上就出现了先drop,再insert的情况。

解决以下问题:

  • 事务隔离问题,dml操作后,数据结果不一致,无法满足重复读的需求;

  • 数据复制问题(binlog同步)

常见DML锁场景:

  • 当前有执行DML操作(DML未执行完成)时,执行DDL操作;

  • 当前有对标长时间查询或使用mysqldump、mysqlpump时,执行DDL会堵住;

  • 显示或者隐式开启事务后未提交或回滚,比如查询完成后未提交或者回滚,DDL会被堵住;

  • 表上有失败的查询事务,比如查询不存在的列,语句失败返回,但是事务没有提交,此时DDL仍然会被堵住;

悲观锁

假定会发生冲突,屏蔽一些可能违反数据完整性的操作。

  • 每次拿数据,都会认为别人会修改;

  • 所以每次拿数据都会上锁(行锁、表锁等)

乐观锁

假设不会发生并发冲突,在提交操作时检查是否违反了数据完整性。

  • 不能解决脏读(通过隔离级别可以);

  • 每次拿数据,认为别人不会改,所以不上锁;

  • 更新时判断一下在此期间别人有没有更新这个数据;

  • 适用于多读的应用;

锁比较

表锁

  • 开销小,加锁快;

  • 不会出现死锁

  • 力度大,并发冲突概率高;

  • 并发度低;

  • 适用于读多,写少的场景

行锁

  • 开销大,加锁慢;

  • 锁逐步获取,有死锁的可能性;

  • 力度小、并发冲突小;

  • 并发度高;

  • 适用于并发更新量少的场景;

页面锁

  • BDB存储引擎

  • 介于表锁和行锁之间

  • 有出现死锁的可能性;

  • 并发度一般;

表锁

表共享锁(S锁)

  • MyISAM、MEMORY、MERGE 这些存储引擎

  • 读锁(S锁)

  • 其他事务可以读,但不可以写;

  • 共享

  • low-priority-updates 参数设置锁优先级

  • 自动加锁

表独占锁(X锁)

  • MyISAM、MEMORY、MERGE 这些存储引擎

  • 写锁(X锁)

  • 排他

  • 开销小,加锁快

  • 自动加锁

意向共享锁(IS)

  • InnoDB存储引擎

  • 给数据行加共享锁,必须先获取该锁

  • 隐式锁(InnoDB会根据隔离级别帮我们做,不需要我们关心)

意向独占锁(IX)

  • InnoDB存储引擎

  • 给数据行加独占锁,必须先获取该锁

  • 隐式锁(InnoDB会根据隔离级别帮我们做,不需要我们关心)

行锁

  • InnoDB给索引项加锁实现行锁(必须用索引查);

  • 执行计划里用了索引才算(有时候索引会不起作用);

间隙锁(GAP)

  • 条件范围检索数据,对这个范围进行加锁,可能有些数据不连贯,产生了间隙,这些间隙也会加锁;

  • 适用于批量插入,锁定一段空间,主键自增;

  • 防止幻读;

  • 满足恢复和复制的需要;

  • 恢复和复制都是要保证顺序的,在这个事务没有完成之前,别的事务是不能动的;

next-key Lock

既能锁住当前记录,又能阻止其他是在在该记录之前的间隙中插入记录。官方名称为 LOCK_ORDINARY 可以理解为一个行锁+一个间隙锁组成。

InnoDB锁的内存结构

图片

type_mode(32 bit)

  • lock_mode (低4位) 锁模式

    • LOCK_LS: 0 意向共享锁

    • LOCK_IX: 1 意向独占锁

    • LOCK_S: 2 共享锁

    • LOCK_X: 3 独占锁

    • LOCK_AUTO_INC: 4 AUTO_INC锁

  • lock_type (5~8位) 锁类型

    • LOCK_TABLE: 16 占第5bit,标记为1,表示表级锁

    • LOCK_REC: 32 占第6bit,标记为1,表示行级锁

  • rec_lock_type 行锁的具体类型

    • LOCK_ORDINARY: 0 表示next-key锁;

    • LOCK_GAP: 512 第10bit为1,表示gap锁;

    • LOCK_REC_NOT_GAP: 1024 第11bit为1

    • LOCK_INSERT_INTENTION: 2048 第12位bit为1, 表示插入意向锁;

    • LOCK_WAIT: 256 第9位bit为1,表示is_waiting为true获取锁失败,为0 表示is_waiting为false,获取锁成功

sql语句加锁分析

普通SELECT语句

在不同的隔离级别下,普通的select语句有不同的状态

  • 在READ UNCOMMITTED隔离级别下, 不加锁,直接读最新版本,会出现脏读、幻读和不可重复读;

  • 在READ COMMITTED 隔离级别下,不加锁,每次查询都会生成一个ReadView,避免了脏读,但没法避免幻读和不可重复读;

  • 在REPEATABLE READ隔离级别下,不加锁,在第一次执行select时生成ReadView, 就避免了脏读、幻读和不可重复读;

带锁的SELECT语句

  • UPDATE ... 执行的条件 ,内部为select

  • DELETE ... 执行的条件,内部为select

  • select ... LOCK IN SHARE MODE;

  • select ... for update;

事务的一些查询辅助命令

mysql> select * from innodb_trx\G          ### 只显示了当前运行的innodb事务mysql> select * from innodb_locks\G        ### 直接反映了锁的一些情况mysql> select * from innodb_lock_waits\G    ### 事务量大时,直观反映当前事务的等待

表结构

CREATE TABLE `t_demo` (  `id` bigint(20) NOT NULL AUTO_INCREMENT,  `mobile` varchar(11) COLLATE utf8_bin NOT NULL COMMENT '手机号码',  `name` varchar(255) COLLATE utf8_bin DEFAULT NULL COMMENT '昵称',  `age` int(4) DEFAULT NULL COMMENT '年龄',  `create_time` datetime DEFAULT NULL COMMENT '创建时间',  PRIMARY KEY (`id`),  UNIQUE KEY `unq_idx_mobile` (`mobile`),  KEY `idx_nick_name` (`name`),  KEY `idx_create_mobile` (`mobile`,`create_time`)) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=6 DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;

INSERT INTO `test`.`t_demo` (`id`, `mobile`, `name`, `age`, `create_time`) VALUES (1, '13600000000', 'yxk', 21, '2021-06-29 12:21:02');INSERT INTO `test`.`t_demo` (`id`, `mobile`, `name`, `age`, `create_time`) VALUES (3, '15600000000', 'yxkong', 20, '2021-07-01 12:21:35');INSERT INTO `test`.`t_demo` (`id``mobile``name``age``create_time`VALUES (5'15500000000''yxk'23'2021-07-01 12:22:20');

RC= Read Committed

RR = Repeatable Read 

S = Seralizable

select * from t_demo where id= 1;

在Seralizable隔离级别下:

  • 加读锁

  • MVCC并发控制降级为Lock_Base CC;

其他隔离级别:不加锁,使用mvcc并发控制;

delete from t_demo where id= 1;

id是主键 RC和RR隔离级别 此sql只会在id=1这条记录上加X锁。

delete from t_demo where mobile= '13600000000';

mobile是唯一索引 在RC和RR隔离级别下,这条sql会加两把X锁

  • 对mobile为'13600000000'的unique索引加X锁;

  • 对聚簇索引id=1的记录加X锁;

delete from t_demo where name= 'yxk';

nike_name是二级非唯一索引 在RC隔离级别下

  • 对name='yxk'的所有记录加X锁

  • 以及对应的聚簇索引上加锁;

在RR隔离级别下:

  • 定位到第一条满足条件的记录,对该记录加X锁;

  • 加上GAP锁,然后加对应聚簇缩影的X锁;

  • 返回

  • 然后读取下一条,重复操作;

  • 直到找到第一个不满足条件的记录,此时不需要加X锁,只需要GAP锁;

delete from t_demo where age= 20;

在RC隔离级别下:

  • 聚簇索引全表扫描过滤;

  • 每条记录都会被加X锁,如果不满足条件会立即释放X锁;

在RR隔离级别下:

  • 聚簇索引全表扫描;

  • 所有记录都会加X锁;

  • 稍有的GAP锁住;

  • 杜绝所有的并发更新/删除/插入操作;

delete from t_demo where create_time>'2021-06-30 00:00:00' and create_time<'2021-07-04 00:00:00' and mobile='15500000000' and age=20;


图片

 在RR隔离级别下:

  • 先根据create_time确定好范围

  • 针对范围内的数据进行扫描;

  • 范围内的数据都会加X锁

  • 到看索引的第二条数据,会锁住id 1~3之间的间隙;

  • 不符合条件,释放X锁;

  • 依次往后执行

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