InnoDB 事务模型

参考资料

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking-transaction-model.html

ACID模型

ACID模型是一组数据库设计原则， 强调业务数据存储的可靠和关键型应用程序运行的稳定 。InnoDB存储引擎遵循了ACID设计，可以保证数据不会因软件崩溃和硬件故障等异常情况而丢失。其中ACID分别是

• A : atomicity 原子性：指一个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部失败
• C : consistency 一致性：指事务操作前和操作后，数据均满足一组约束，同时数据库保持一致性状态，只是从一个有效状态转移到另一个有效状态。以A、B两个账户互相转账为例，A、B两个账户总额为5000，那么不管他们之间怎么转账，两个账户的总额都是5000，这就是有效状态；同时A、B两个账户的余额不小于0，这就是满足约束。
• I: : isolation 隔离性：指多个事务并行时，事务之间互相不影响
• D : durability 持久性：指事务提交后，即使系统崩溃，数据仍然不会丢失

InnoDB 实现ACID模型所使用的一些组件工具

• redo log：用于事务数据恢复，与持久性相关
• undo log：用于事务回滚和一致性读，与原子性相关
• MVCC 和 Lock：用于控制事务并发，与隔离性有关

事务隔离

隔离级别是一种设置，用于在多个事务同时进行更改和执行查询时微调性能与可靠性、一致性和结果可再现性之间的平衡。InnoDB提供了SQL 1992标准中描述的所有四种事务隔离级别:

• READ UNCOMMITTED
• READ COMMITTED
• REPEATABLE READ
• SERIALIZABLE

REPEATABLE READ是InnoDB默认的隔离级别，但在实际应用中，READ COMMITTED使用会更加广泛。

InnoDB使用MVCC和锁策略支持各个事务隔离级别。使用READ COMMITTED隔离级别，可以最小化锁的开销，提高并发性能，尤其是在批量更新时。

在命令行或配置文件中使用 --transaction-isolation可配置全局事务隔离级别；也可以在连接MySQL时动态设置当前连接的隔离级别，单独配置将覆盖全局配置。

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/server-options.html#option_mysqld_transaction-isolation

并行事务问题

当并行事务操作同一个数据时，存在以下问题

脏读

指的是事务A读取了事务B修改了但还未提交的数据。如果事务B之后回滚了，事务A读取到的就是脏数据。

不可重复读

指的是在一个事务中，前后多次执行同一条查询语句（查询单个记录）时，查询到数据不一致的情况。在事务前后查询的间隙，如果数据被其它事务修改，就会产生不可重复读问题。

幻读

指的是，在一个事务中，前后多次查询符合条件的记录数量时，查询到记录数量不一致的情况。在事务A前后查询的间隙，如果事务B增加了一条符合事务A查询条件的记录，事务A中前后查询符合条件的记录数时就会产生幻读问题。

不同隔离级别下并行事务存在的问题

可以看到，性能开销最小的读未提交，所有并发问题都存在；性能开销最大的串行，解决了所有事务并发问题。

可重复读 REPEATABLE READ

在可重复读级别下，解决了脏读、不可重复读，并且很大程度上防止了幻读。加锁的基本单位是临键锁(有效防止幻读)，进行一致性读、加锁读、新增数据时处理逻辑如下

• 新增数据

进行Insert时，先针对要插入索引记录中的间隙申请插入意向锁，如果该间隙已经被加锁，则等待；若没被加锁则获得插入意向锁，然后插入数据。

• 一致性读

解决不可重复读和脏读，事务中的普通读都是一致性读，并且一致性读是基于当前事务第一次查询时建立的快照。这表示在事务中执行普通读不会读取到未提交的数据，并且前后多次执行同一个普通读语句时，结果是一致的。有一个例外是，针对事务本身更新的数据，在更新之后进行的查询，获取的数据是最新的。

事务中第一次创建快照的时间点为：

• start transaction启动事务后中第一次使用select语句
• 启动事务时创建start transaction with consistent snapshot
• 加锁读

很大程度上防止了幻读，事务中进行加锁读，如(SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE)、UPDATE和DELETE语句时，加锁策略取决于语句上的搜索条件

• 对于唯一索引上的等值查询，有值时，只会锁定查询的记录本身。如select id where id = 2 for update，其中id为主键索引。如果有id等于2的数据时，这条语句只会锁定id=2的记录[2]，不会锁定间隙；如果没有则会锁定最近的间隙，例如有1,3两条记录，则间隙锁区间为(1, 3)。
• 对于其他的搜索条件，使用间隙锁或者临键锁来锁定扫描到的索引记录，阻止其他会话插入到临键锁所覆盖的间隙中。只在唯一索引上会使用间隙锁，因为唯一索引本身的约束就阻止了该记录的新增，无需重复锁定。

读提交 READ COMMITTED

在读提交隔离级别下，只解决了脏读问题，存在不可重复读和幻读问题，但提高了数据库并发性能。加锁的基本单位是记录锁，进行一致性读、加锁读、新增数据时处理逻辑如下

• 新增数据

进行Insert时，不需要加插入意向锁，直接插入数据，通过page latch控制并发。

• 一致性读

解决脏读，在事务中，每次普通SELECT都是一致性读。但是每次一致性读都会创建新的ReadView，然后再进行一致性读。这表示事务中进行普通SELECT不会读取到未提交的数据，但执行多个普通SELECT语句时，执行结果可能是不同的。

• 加锁读

事务中进行加锁读，如(SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE)、UPDATE和DELETE语句时，只锁定记录本身，不会锁定索引间的间隙。由于加锁读时，只使用了记录锁，所以完全无法避免幻读。

READ COMMITTED隔离级别只支持基于row的binlog。如果使用READ COMMITTED和binlog format=MIXED，数据库将自动使用基于row的binlog。

可重复读和读提交加锁区别

在读提交隔离级别下

• 对于UPDATE或DELETE语句，InnoDB只为更新或删除的行保留锁。MySQL评估WHERE条件后，将释放不匹配行的记录锁，这可以降低死锁的概率。
• 执行UPDATE时，如果该行已经锁定，InnoDB会执行半一致性(semi-consistent)读，将该行最新提交的版本返回给MySQL，以便MySQL可以确定该行是否符合UPDATE的WHERE条件。如果符合，MySQL再次读取该行，InnoDB尝试对该行加x锁，若锁冲突，则等待加锁。

半一致性可以提高并发性能，但也可能导致并发更新冲突，需要使用乐观锁或者悲观锁来控制并发访问，确保在更新数据时避免出现冲突，从而保证数据的一致性和正确性。

例如，创建一个table，并新增数据。表中没有设置主键索引，所以会有一个内部的自增索引。在进行搜索时，索引扫描会使用这个隐藏的内部索引。

CREATE TABLE t (a INT NOT NULL, b INT) ENGINE = InnoDB;
INSERT INTO t VALUES (1,2),(2,3),(3,2),(4,3),(5,2);
COMMIT;

启动一个session A，执行update

# Session A
START TRANSACTION;
UPDATE t SET b = 5 WHERE b = 3;

启动一个session B，执行update

# Session B
UPDATE t SET b = 4 WHERE b = 2;

当使用默认的REPEATABLE READ隔离级别时，执行Update语句时，会首先对读取到的每一行添加x排他锁（如果有锁冲突则等待），然后再决定是否更新它，并且需要等到事务结束后才释放锁。因为第一个Update语句没有走索引，所以执行时会扫描隐藏索引上的全部记录，并将索引上的记录和间隙全部锁定，直到事务结束才释放。

x-lock(1,2); retain x-lock
x-lock(2,3); update(2,3) to (2,5); retain x-lock
x-lock(3,2); retain x-lock
x-lock(4,3); update(4,3) to (4,5); retain x-lock
x-lock(5,2); retain x-lock

第二个UPDATE语句在试图获取任一行的x锁时阻塞(因为第一次UPDATE保留了所有行和间隙的锁，而在REPEATABLE READ隔离级别时，需要先对扫描到的索引记录和间隙加锁，再进行更新，所以第二个UPDATE直接阻塞)，直到第一次UPDATE提交或回滚后才继续执行

x-lock(1,2); block and wait for first UPDATE to commit or roll back

如果使用READ COMMITTED，执行UPDATE时，索引扫描记录后，先对扫描到的记录申请加X记录锁

• 如果索引记录已经被其它事务加锁，则使用半一致性读，先去读取行的最新版本数据，根据where子句判断该行是否符合更新条件，符合则申请X记录锁；不符合则放弃该行。
• 如果索引记录没有锁定，则先加X记录锁，然后读取该行数据，根据where子句判断该行是否符合更新条件，符合则更新，不符合则先释放该行的锁。

执行第一个UPDATE会对它读取的每一行获取x锁，并释放未修改的行上面的锁

x-lock(1,2); unlock(1,2)
x-lock(2,3); update(2,3) to (2,5); retain x-lock
x-lock(3,2); unlock(3,2)
x-lock(4,3); update(4,3) to (4,5); retain x-lock
x-lock(5,2); unlock(5,2)

执行第二个UPDATE语句。针对已锁定的行，InnoDB使用半一致性读，MySQL判断该行是否匹配where语句，如果匹配再去申请对该行加x锁；不匹配则直接放弃。针对未锁定的行，先加锁，再判断是否是需要更新的行，是则更新；不是则放弃。

x-lock(1,2); update(1,2) to (1,4); retain x-lock
x-lock(2,3); unlock(2,3)
x-lock(3,2); update(3,2) to (3,4); retain x-lock
x-lock(4,3); unlock(4,3)
x-lock(5,2); update(5,2) to (5,4); retain x-lock

读未提交 READ UNCOMMITTED

与READ COMMITTED类似，只是存在脏读问题。

串行化 SERIALIZABLE

与REPEATABLE READ类似，只是会隐式的将普通的SELECT转换为SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。