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INNODB锁(2)

时间:2021-07-01 10:21:17 帮助过:14人阅读

一致性非锁定读是InnoDB通过多版本并发控制(MVCC,multi version concurrency control)的方式来读取当前执行时间数据库中的最近一次快照,如果读取的行正在执行DELETE、UPDATE操作,这时读取操作不会等待行上锁的释放,相反,InnoDB存储引擎会去读取行的一个快照数据,如下图:

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上图直观地展示了InnoDB存储引擎一致性的非锁定读,之所以称其为非锁定读,因为不需要等待访问的行上X锁的释放。快照数据是指该行之前版本的数据,该实现是通过Undo段来实现,而Undo用来在事务中回滚数据,因此快照数据本身是没有额外的开销。此外,读取快照数据是不需要上锁的,因为没有必要对历史的数据进行修改。

可以看到,非锁定读的机制大大提高了数据读取的并发性,在InnoDB存储因为默认设置下,这是默认的读取方式,即读取不会占用和等待表上的锁。但是在不同事务隔离级别下,读取的方式不同,并不是每个事务隔离级别下读取的都是一致性读。同样,即使都是使用一致性读,但是对于快照数据的定义也不相同。

通过上图,我们可以看出快照数据其实就是当前数据之前的历史版本,可能有多个版本。一个行可能又不止一个快照数据。我们称这种技术为行多版本技术。由此带来的并发控制,称之为多版本并发控制(MVCC,multi version concurrency control

在READ COMMITTED和REPEATABLE READ下,InnoDB存储引擎使用非锁定的一致性读。然而,对于快照数据的定义却不相同。在READ COMMITTED事务隔离级别下,对于快照数据,非一致性读总是读取被锁定行的最新一份快照数据。在REPEATABLE READ事务隔离级别下,对于快照数据,非一致性读总是读取事务开始时的行数据版本。下面看一个列子

时间序列 会话A 会话B
1 mysql> begin;   #开启一个事务
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from tb1 where a = 5;
+---+
| a |
+---+
| 5 |
+---+
1 row in set (0.00 sec)


 
2  

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update tb1 set a = 13 where a = 5;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

#开启一个事务B,更新同一条数据

3

#这时候RR和RC隔离级别,查询到的数据都是如下(都解决了脏读问题):

mysql> select * from tb1 where a = 5;
+---+
| a |
+---+
| 5 |
+---+
1 row in set (0.00 sec)

 
4  

#提交事务

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

5

#在RR的隔离级别下数据读到的数据如下:读取事务开始时的版本

mysql> select * from tb1 where a = 5;
+---+
| a |
+---+
| 5 |
+---+
1 row in set (0.00 sec)

 
6

#在RC的隔离级别下读到的数据如下:总是读取最新的一份快照数据。

mysql> select * from tb1 where a = 5;
Empty set (0.00 sec)

#这里我们提到过,同一个事务中两次读到的数据并不一样,其实违反了事务的隔离性,出现了幻读!

 

 自增长和锁

自增长在数据库中是非常常见的一种属性,也是很多DBA或开发人员首选的主键方式。在InnoDB存储引擎的内存结构中,对每个含有自增长值的表都有一个自增长计数器。当对含有自增长的计数器的表进行插入操作时,这个计数器会被初始化,执行如下的语句来得到计数器的值:

select max(auto_inc_col) from t for update;

插入操作会依据这个自增长的计数器值加1赋予自增长列。这个实现方式称为AUTO-INC Locking。这种锁其实是采用一种特殊的表锁机制,为了提高插入的性能,锁不是在一个事务完成后才释放,而是在完成对自增长值插入的SQL语句后立即释放。【注意自增锁释放的时机

虽然AUTO-INC Locking从一定程度上提高了并发插入的效率,但还是存在一些性能上的问题。首先,对于有自增长值的列的并发插入性能较差,事务必须等待前一个插入的完成,虽然不用等待事务的完成。其次,对于INSERT….SELECT的大数据的插入会影响插入的性能,因为另一个事务中的插入会被阻塞。

从MySQL 5.1.22版本开始,InnoDB存储引擎中提供了一种轻量级互斥量的自增长实现机制,这种机制大大提高了自增长值插入的性能。并且从该版本开始,InnoDB存储引擎提供了一个参数innodb_autoinc_lock_mode来控制自增长的模式,该参数的默认值为1。在继续讨论新的自增长实现方式之前,需要对自增长的插入进行分类。如下说明:

  • insert-like:指所有的插入语句,如INSERT、REPLACE、INSERT…SELECT,REPLACE…SELECT、LOAD DATA等。
  • simple inserts:指能在插入前就确定插入行数的语句,这些语句包括INSERT、REPLACE等。需要注意的是:simple inserts不包含INSERT…ON DUPLICATE KEY UPDATE这类SQL语句。
  • bulk inserts:指在插入前不能确定得到插入行数的语句,如INSERT…SELECT,REPLACE…SELECT,LOAD DATA。
  • mixed-mode inserts:指插入中有一部分的值是自增长的,有一部分是确定的。入INSERT INTO t1(c1,c2) VALUES(1,’a’),(2,’a’),(3,’a’);也可以是指INSERT…ON DUPLICATE KEY UPDATE这类SQL语句。

接下来分析参数innodb_autoinc_lock_mode以及各个设置下对自增长的影响,其总共有三个有效值可供设定,即0、1、2,具体说明如下:

  • 0:这是MySQL 5.1.22版本之前自增长的实现方式,即通过表锁的AUTO-INC Locking方式,因为有了新的自增长实现方式,0这个选项不应该是新版用户的首选了。
  • 1:这是该参数的默认值,对于”simple inserts”,该值会用互斥量(mutex)去对内存中的计数器进行累加的操作。对于”bulk inserts”,还是使用传统表锁的AUTO-INC Locking方式。在这种配置下,如果不考虑回滚操作,对于自增值列的增长还是连续的。并且在这种方式下,statement-based方式的replication还是能很好地工作。需要注意的是,如果已经使用AUTO-INC Locing方式去产生自增长的值,而这时需要再进行”simple inserts”的操作时,还是需要等待AUTO-INC Locking的释放。
  • 2:在这个模式下,对于所有”INSERT-LIKE”自增长值的产生都是通过互斥量,而不是AUTO-INC Locking的方式。显然,这是性能最高的方式。然而,这会带来一定的问题,因为并发插入的存在,在每次插入时,自增长的值可能不是连续的。此外,最重要的是,基于Statement-Base Replication会出现问题。因此,使用这个模式,任何时候都应该使用row-base replication。这样才能保证最大的并发性能及replication主从数据的一致。
mysql> show variables like "innodb_autoinc_lock_mode";         #这个数值默认是1,并且是个只读的变量,不能改变,可以从源码改变
+--------------------------+-------+
| Variable_name            | Value |
+--------------------------+-------+
| innodb_autoinc_lock_mode | 1     |
+--------------------------+-------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> set global innodb_autoinc_lock_mode = 2;
ERROR 1238 (HY000): Variable innodb_autoinc_lock_mode is a read only variable

 

这里需要特别注意,InnoDB跟MyISAM不同,MyISAM存储引擎是表锁设计,自增长不用考虑并发插入的问题。因此在master上用InnoDB存储引擎,在slave上用MyISAM存储引擎的replication架构下,用户可以考虑这种情况。

另外,InnoDB存储引擎,自增持列必须是索引,同时必须是索引的第一个列,如果不是第一个列,会抛出异常,而MyiSAM不会有这个问题。

外键和锁:

简单说一下外键,外键主要用于引用完整性的约束检查。在InnoDB存储引擎中,对于一个外键列,如果没有显示地对这个列加索引,InnoDB存储引擎会自动对其加一个索引,因为这样可以避免表锁。这比Oracle数据库做得好,Oracle数据库不会自动添加索引,用户必须自己手动添加,这也导致了Oracle数据库中可能产生死锁。

对于外键值的插入或更新,首先需要检查父表中的记录,既SELECT父表。但是对于父表的SELECT操作,不是使用一致性非锁定读的方式,因为这会发生数据不一致的问题,因此这时使用的是SELECT…LOCK IN SHARE MODE方式,即主动对父表加一个S锁。如果这时父表上已经这样加X锁,子表上的操作会被阻塞,如下:

实例如下:

# 创建parent表;
create table parent(
  tag_id int primary key auto_increment not null,
  tag_name varchar(20)
);
 
# 创建child表;
create table child(
  article_id int primary key auto_increment not null,
  article_tag int(11),
  CONSTRAINT  tag_at FOREIGN KEY (article_tag) REFERENCES parent(tag_id)
);
 
# 插入数据;
insert into parent(tag_name) values(mysql);
insert into parent(tag_name) values(oracle);
insert into parent(tag_name) values(mariadb);

开始测试

# Session A
mysql> begin
mysql> delete from parent where tag_id = 3;
 
# Session B
mysql> begin
mysql> insert into child(article_id,article_tag) values(1,3);   #阻塞

第二列是外键,执行该语句时被阻塞。

在上述的例子中,两个会话中的事务都没有进行COMMIT或ROLLBACK操作,而会话B的操作会被阻塞。这是因为tag_id为3的父表在会话中已经加了一个X锁,而此时在会话B中用户又需要对父表中tag_id为3的行加一个S锁,这时INSERT的操作会被阻塞。设想如果访问父表时,使用的是一致性的非锁定读,这时Session B会读到父表有tag_id=3的记录,可以进行插入操作。但是如果会话A对事务提交了,则父表中就不存在tag_id为3的记录。数据在父、子表就会存在不一致的情况。若这时用户查询INNODB_LOCKS表,会看到如下结果:

mysql> select * from information_schema.innodb_locks\G
*************************** 1. row ***************************
    lock_id: 3359:35:3:4
lock_trx_id: 3359
  lock_mode: S
  lock_type: RECORD
 lock_table: `test`.`parent`
 lock_index: PRIMARY
 lock_space: 35
  lock_page: 3
   lock_rec: 4
  lock_data: 3
*************************** 2. row ***************************
    lock_id: 3358:35:3:4
lock_trx_id: 3358
  lock_mode: X
  lock_type: RECORD
 lock_table: `test`.`parent`
 lock_index: PRIMARY
 lock_space: 35
  lock_page: 3
   lock_rec: 4
  lock_data: 3
2 rows in set, 1 warning (0.00 sec)

从锁结构可以看出,对于parent表加了两个锁,一个S锁和一个X锁。

博文基本摘自inside君的《MySQL技术内幕--INNODB存储引擎》,实际地址来自:http://www.ywnds.com/?p=9129

 

INNODB锁(2)

标签:oracle数据库   pac   开发   control   带来   delete   share   历史   互斥量   

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