MySQL的并发控制与加锁分析

  本文主要是针对MySQL/InnoDB的并发控制和加锁技术做一个比较深入的剖析,并且对其中涉及到的重要的概念,如多版本并发控制(MVCC),脏读(dirty read),幻读(phantom read),四种隔离级别(isolation level)等作详细的阐述,并且基于一个简单的例子,对MySQL的加锁进行了一个详细的分析。本文的总结参考了何登成前辈的博客,并且在前辈总结的基础上,进行了一些基础性的说明,希望对刚入门的同学产生些许帮助,如有错误,请不吝赐教。按照我的写作习惯,还是通过几个关键问题来组织行文逻辑,如下:

  • 什么是MVCC(多版本并发控制)?如何理解快照读(snapshot read)和当前读(current read)?
  • 什么是隔离级别?脏读?幻读?InnoDB的四种隔离级别的含义是什么?
  • 什么是死锁?
  • InnoDB是如何实现MVCC的?
  • 一个简单的sql在不同场景下的加锁分析
  • 一个复杂的sql的加锁分析

  接下来,我将按照这几个关键问题的顺序,对以上问题作一一解答,并且在解答的过程中,争取将加锁技术的细节,阐述的更加清楚。

1.1 MVCC:Multi-Version Concurrent Control 多版本并发控制

  MVCC是为了实现数据库的并发控制而设计的一种协议。从我们的直观理解上来看,要实现数据库的并发访问控制,最简单的做法就是加锁访问,即读的时候不能写(允许多个西线程同时读,即共享锁,S锁),写的时候不能读(一次最多只能有一个线程对同一份数据进行写操作,即排它锁,X锁)。这样的加锁访问,其实并不算是真正的并发,或者说它只能实现并发的读,因为它最终实现的是读写串行化,这样就大大降低了数据库的读写性能。加锁访问其实就是和MVCC相对的LBCC,即基于锁的并发控制(Lock-Based Concurrent Control),是四种隔离级别中级别最高的Serialize隔离级别。为了提出比LBCC更优越的并发性能方法,MVCC便应运而生。

  几乎所有的RDBMS都支持MVCC。它的最大好处便是,读不加锁,读写不冲突。在MVCC中,读操作可以分成两类,快照读(Snapshot read)和当前读(current read)。快照读,读取的是记录的可见版本(可能是历史版本,即最新的数据可能正在被当前执行的事务并发修改),不会对返回的记录加锁;而当前读,读取的是记录的最新版本,并且会对返回的记录加锁,保证其他事务不会并发修改这条记录。在MySQL InnoDB中,简单的select操作,如 select * from table where ? 都属于快照读;属于当前读的包含以下操作:

  1. select * from table where ? lock in share mode; (加S锁)
  2. select * from table where ? for update; (加X锁,下同)
  3. insert, update, delete操作

   针对一条当前读的SQL语句,InnoDB与MySQL Server的交互,是一条一条进行的,因此,加锁也是一条一条进行的。先对一条满足条件的记录加锁,返回给MySQL Server,做一些DML操作;然后再读取下一条加锁,直至读取完毕。需要注意的是,以上需要加X锁的都是当前读,而普通的select(除了for update)都是快照读,每次insert、update、delete之前都是会进行一次当前读的,这个时候会上锁,防止其他事务对某些行数据的修改,从而造成数据的不一致性。我们广义上说的幻读现象是通过MVCC解决的,意思是通过MVCC的快照读可以使得事务返回相同的数据集。如下图所示:

  

注意,我们一般说在MyISAM中使用表锁,因为MyISAM在修改数据记录的时候会将整个表锁起来;而InnoDB使用的是行锁,即我们以上所谈的MVCC的加锁问题。但是,并不是InnoDB引擎不会使用表锁,比如在alter table的时候,Innodb就会将该表用表锁锁起来。

1.2 隔离级别

  在SQL的标准中,定义了四种隔离级别。每一种级别都规定了,在一个事务中所做的修改,哪些在事务内和事务间是可见的,哪些是不可见的。低级别的隔离可以执行更高级别的并发,性能好,但是会出现脏读和幻读的现象。首先,我们从两个基础的概念说起:

  脏读(dirty read):两个事务,一个事务读取到了另一个事务未提交的数据,这便是脏读。

  幻读(phantom read):两个事务,事务A与事务B,事务A在自己执行的过程中,执行了两次相同查询,第一次查询事务B未提交,第二次查询事务B已提交,从而造成两次查询结果不一样,这个其实被称为不可重复读;如果事务B是一个会影响查询结果的insert操作,则好像新多出来的行像幻觉一样,因此被称为幻读。其他事务的提交会影响在同一个事务中的重复查询结果。

  下面简单描述一下SQL中定义的四种标准隔离级别:

  1. READ UNCOMMITTED (未提交读) :隔离级别:0. 可以读取未提交的记录。会出现脏读。
  2. READ COMMITTED (提交读) :隔离级别:1. 事务中只能看到已提交的修改。不可重复读,会出现幻读。(在InnoDB中,会加行所,但是不会加间隙锁)该隔离级别是大多数数据库系统的默认隔离级别,但是MySQL的则是RR。
  3. REPEATABLE READ (可重复读) :隔离级别:2. 在InnoDB中是这样的:RR隔离级别保证对读取到的记录加锁 (记录锁),同时保证对读取的范围加锁,新的满足查询条件的记录不能够插入 (间隙锁),因此不存在幻读现象。但是标准的RR只能保证在同一事务中多次读取同样记录的结果是一致的,而无法解决幻读问题。InnoDB的幻读解决是依靠MVCC的实现机制做到的。
  4. SERIALIZABLE (可串行化):隔离级别:3. 该隔离级别会在读取的每一行数据上都加上锁,退化为基于锁的并发控制,即LBCC。

   需要注意的是,MVCC只在RC和RR两个隔离级别下工作,其他两个隔离级别都和MVCC不兼容。

1.3 死锁

  死锁是指两个或者多个事务在同一资源上相互作用,并请求锁定对方占用的资源,从而导致恶性循环的现象。当多个事务试图以不同的顺序锁定资源时,就可能产生死锁。多个事务同时锁定同一个资源时,也会产生死锁。且看下面的两个产生死锁的例子:

 

   第一个死锁很好理解,而第二个死锁,由于在主索引(聚簇索引表)上仍旧是对两条记录进行了不同顺序的加锁,因此仍旧会造成死锁。死锁的发生与否,并不在于事务中有多少条SQL语句,死锁的关键在于:两个(或以上)的Session加锁的顺序不一致。因此,我们通过分析加锁细节,可以判断所写的sql是否会发生死锁,同时发生死锁的时候,我们应该如何处理。

1.4 InnoDB的MVCC实现机制

  MVCC可以认为是行级锁的一个变种,它可以在很多情况下避免加锁操作,因此开销更低。MVCC的实现大都都实现了非阻塞的读操作,写操作也只锁定必要的行。InnoDB的MVCC实现,是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。一个事务,不管其执行多长时间,其内部看到的数据是一致的。也就是事务在执行的过程中不会相互影响。下面我们简述一下MVCC在InnoDB中的实现。

  InnoDB的MVCC,通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现:一个保存了行的创建时间,一个保存行的过期时间(删除时间),当然,这里的时间并不是时间戳,而是系统版本号,每开始一个新的事务,系统版本号就会递增。在RR隔离级别下,MVCC的操作如下:

  1. select操作。a. InnoDB只查找版本早于(包含等于)当前事务版本的数据行。可以确保事务读取的行,要么是事务开始前就已存在,或者事务自身插入或修改的记录。b. 行的删除版本要么未定义,要么大于当前事务版本号。可以确保事务读取的行,在事务开始之前未删除。
  2. insert操作。将新插入的行保存当前版本号为行版本号。
  3. delete操作。将删除的行保存当前版本号为删除标识。
  4. update操作。变为insert和delete操作的组合,insert的行保存当前版本号为行版本号,delete则保存当前版本号到原来的行作为删除标识。

  由于旧数据并不真正的删除,所以必须对这些数据进行清理,innodb会开启一个后台线程执行清理工作,具体的规则是将删除版本号小于当前系统版本的行删除,这个过程叫做purge。

1.5 一个简单SQL的加锁分析

  在MySQL的InnoDB中,都是基于聚簇索引表的。而且普通的select操作都是基于快照读,是不需要加锁的。那么我们在分析其他的sql语句的时候,如何分析加锁细节?下面我们以一个简单的delete操作的SQL为例,进行一个详细的阐述。且看下面的SQL:

  delete from t1 where id=10;

  如果对这条SQL进行加锁分析,那么MySQL是如何加锁的呢?一般情况下,我们直观的感受是:会在id=10的记录上加锁。但是,这样轻率的下结论是片面的,要想确定MySQL的加锁情况,我们还需要知道更多的条件。还需要知道哪些条件呢?比如:

  1. id列是不是主键?
  2. 系统的隔离级别是什么?
  3. id非主键的话,其上有建立索引吗?
  4. 建立的索引是唯一索引吗?
  5. 该SQL的执行计划是什么?索引扫描?全表扫描?

  接下来,我将这些问题的答案进行组合,然后按照从易到难的顺序,逐个分析每种组合下,对应的SQL会加哪些锁。

  • 组合1:id列是主键,RC隔离级别
  • 组合2:id列是二级唯一索引,RC隔离级别
  • 组合3:id列是二级非唯一索引,RC隔离级别
  • 组合4:id列上没有索引,RC隔离级别
  • 组合5:id列是主键,RR隔离级别
  • 组合6:id列是二级唯一索引,RR隔离级别
  • 组合7:id列是二级非唯一索引,RR隔离级别
  • 组合8:id列上没有索引,RR隔离级别
  • 组合9:Serializable隔离级别

  组合1:id列是主键,RC隔离级别

  当id是主键的时候,我们只需要在该id=10的记录上加上x锁即可。如下图所示:

  组合2:id列是二级唯一索引,RC隔离级别

  在这里我先解释一下聚簇索引和普通索引的区别。在InnoDB中,主键可以被理解为聚簇索引,聚簇索引中的叶子结点就是相应的数据行,具有聚簇索引的表也被称为聚簇索引表,数据在存储的时候,是按照主键进行排序存储的。我们都知道,数据库在select的时候,会选择索引列进行查找,索引列都是按照B+树(多叉搜索树)数据结构进行存储,找到主键之后,再回到聚簇索引表中进行查询,这叫回表查询。那我们自然会问,当使用索引进行查询的时候,与索引相对应的记录会被上锁吗?会的。如果id是唯一索引,那么只给该唯一索引所对应的索引记录上x锁;如果id是非唯一索引,那么所对应的所有的索引记录上都会上x锁。如下图所示:

  组合3:id列是二级非唯一索引,RC隔离级别

  解释同上,如下图:

  组合4:id列上没有索引,RC隔离级别

    由于id列上没有索引,因此只能走聚簇索引,进行全部扫描。有人说会在表上加X锁;有人说会在聚簇索引上,选择出来的id = 10 的记录加上X锁。真实情况如下图:

  

  若id列上没有索引,SQL会走聚簇索引的全扫描进行过滤,由于过滤是由MySQL Server层面进行的。因此每条记录,无论是否满足条件,都会被加上X锁。但是,为了效率考量,MySQL做了优化,对于不满足条件的记录,会在判断后放锁,最终持有的,是满足条件的记录上的锁,但是不满足条件的记录上的加锁/放锁动作不会省略。同时,优化也违背了2PL的约束(同时加锁同时放锁)。

  组合5,6同以上(因为只有一条结果记录,只能在上面加锁)

  组合7:id列是二级非唯一索引,RR隔离级别

   在RR隔离级别下,为了防止幻读的发生,会使用Gap锁。这里,你可以把Gap锁理解为,不允许在数据记录前面插入数据。首先,通过id索引定位到第一条满足查询条件的记录,加记录上的X锁,加GAP上的GAP锁,然后加主键聚簇索引上的记录X锁,然后返回;然后读取下一条,重复进行。直至进行到第一条不满足条件的记录[11,f],此时,不需要加记录X锁,但是仍旧需要加GAP锁,最后返回结束。如下图所示:

  

 

  组合8:id列无索引,RR隔离级别

  在这种情况下,聚簇索引上的所有记录,都被加上了X锁。其次,聚簇索引每条记录间的间隙(GAP),也同时被加上了GAP锁。如下图:

  

  但是,MySQL是做了相关的优化的,就是所谓的semi-consistent read。semi-consistent read开启的情况下,对于不满足查询条件的记录,MySQL会提前放锁,同时也不会添加Gap锁。

  组合9:Serializable隔离级别

  和RR隔离级别一样。

1.6 一个复杂的SQL的加锁分析

  这里我们只是列出一个结论,因为要涉及到MySQL的where查询条件的分析,因此这里先不做详细介绍,我会在之后的博客中详细说明。如下图:

 

  结论:在RR隔离级别下,针对一个复杂的SQL,首先需要提取其where条件。Index Key确定的范围,需要加上GAP锁;Index Filter过滤条件,视MySQL版本是否支持ICP,若支持ICP,则不满足Index Filter的记录,不加X锁,否则需要X锁;Table Filter过滤条件,无论是否满足,都需要加X锁。加锁的结果如下所示:

 

总结

本文只是对MVCC的一些基础性的知识点进行了详细的总结,参考了网上和书上比较多的资料和实例。希望能对各位的学习有所帮助。

posted @ 2016-08-27 21:41 Yelbosh 阅读(...) 评论(...) 编辑 收藏