mysql幻读、MVCC、间隙锁、意向锁(IX\IS)

IO即性能

顺序主键写性能很高，由于B+树的结构，主键如果是顺序的，则磁盘页的数据会按顺序填充，减少数据移动，随机主键则可能由于记录移动产生很多io

查询二级索引时，会再根据主键id获取数据页，产生一次磁盘io，但如果在高并发场景下，二级索引不大而被整个缓存到内存时，它甚至比主键查询还快

虽然二级索引表的读是离散的，但是索引一般字段不会太多，数据量小，索引表被整个cache到内存不是难事，而如果内存中有cache页，可以直接根据id找到记录（涉及到mysql cache方式了，还不明确），可能会更快，所以利用二级索引和自增主键反而不会引起很多的直接io，而如果使用业务主键直接读，很可能数据是贯穿整个表，数据表表的数据一般比较大，想要整个cache起来非常困难，反而在并发读取下会带来大量的cache挤占，真实io更大

引用：

作者：聿明leslie

链接：https://www.zhihu.com/question/266011062/answer/310929189

来源：知乎

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意向锁

锁分类：共享读锁、排他写锁，主要是为了对整表加写锁时，更搞笑，当对整表加写锁后，理论上可以修改表中的任意一行

共享读锁

多个读操作可以共享这个锁，可以并发访问

排他写锁

写锁都是排他的，一旦获得了某个锁，其他线程就无法获取对应行的写锁和读锁

如果事务A先申请了行的读锁，事务B想申请整个表的写锁，则A释放行锁之前，事务B都不会成获得整表的写锁

当需要锁行时，先向整个表申请意向(共享|排他)锁，再申请行的对应锁，这样有对表加写锁的请求时，会发现表上有意向锁，会先等待阻塞，防止表锁上的冲突，实现多粒度的控制

MVCC

mysql的写操作分为

修改数据区
redo日志

如果事务A要写一个数据，需要找到对应的数据页，load到内存中，成为cache页，然后修改cache中的数据区，再记一条日志，等待日志落盘后，就返回给客户端，而非数据落盘，而此时事务可能还未提交。

当其他事务B中有请求要查询该内存页时，而A还未提交，此时显然不能直接读脏数据（cache中的），那么该如何处理呢？

此时事务A会开辟一块undo的数据区，作用是将数据回放到上一个事务的完结状态，事务B的查询操作就会访问到undo数据区，

简单流程

事务1：将一行数据a=1 改成 a=2，那么它会对这行数据先加排他锁，再将这行数据上一个已提交的事务verison数据copy到undo数据区
事务2：拿到一个全局的已提交的version去读这一行，发现被事务1修改的那一行version比查询的那一行大，则去undo区里面去查

不可重复读

一个事务中，同样的查询，两次结果不相同，就叫不可重复读。

主要说的如某个事务执行过程中，前一次查询和后一次查询，数据不一样,比如某一列的值被修改了，这种情况通常为两次查询过程中，另一个事务操作了这一行数据。

解决不可重复读

通过mvcc版本比较，解决不可重复读的问题，事务会访问到另一个事务开辟undo区域，保证后一次读和前一次读的结果相同；

再加上写锁的排他特性，保证同一时刻，只会有一个事务可以操作某一行数据

幻读

幻读主要指的是两此select(count)之类的查询结果不一样，出现了幽灵行数据。

事务A第一次执行查询后，事务B通过insert插入了一行数据，事务A再次执行查询时，发现多了一行数据。

解决幻读

把mysql的读分为

快照读如两个普通的select语句
当前读如select加锁读或DML修改数据

快照读（事务中的普通select）的时候，mysql通过mvcc解决幻读

间隙锁解决当前读(select * for update或update\del\insert)，不只在行上加锁，而且在行与行直接的间隙加锁

next-key锁

X锁 + 间隙锁，即锁定记录行，又锁定间隙，它是innodb ，RR隔离级别下的默认锁模式

不可重复读和幻读的区别

很多人容易搞混不可重复读和幻读，确实这两者有些相似。但不可重复读重点在于update和delete，而幻读的重点在于insert。

隔离级别

https://www.cnblogs.com/windliu/p/8144202.html

如果使用锁机制来实现这两种隔离级别，在可重复读中，该sql第一次读取到数据后，就将这些数据加锁，其它事务无法修改这些数据，就可以实现可重复读了。但这种方法却无法锁住insert的数据，所以当事务A先前读取了数据，或者修改了全部数据，事务B还是可以insert数据提交，这时事务A就会发现莫名其妙多了一条之前没有的数据，也就是幻读，不能通过行锁来避免。需要Serializable隔离级别，读用读锁，写用写锁，读锁和写锁互斥，这么做可以有效的避免幻读、不可重复读、脏读等问题，但会极大的降低数据库的并发能力。

所以说不可重复读和幻读最大的区别，就在于如何通过锁机制来解决他们产生的问题。

上面说的，是使用悲观锁机制来处理这两种问题，但是MySQL、ORACLE、PostgreSQL等成熟的数据库，出于性能考虑，都是使用了以乐观锁为理论基础的MVCC（多版本并发控制）来避免这两种问题。

“读”与“读”的区别

可能有读者会疑惑，事务的隔离级别其实都是对于读数据的定义，但到了这里，就被拆成了读和写两个模块来讲解。这主要是因为MySQL中的读，和事务隔离级别中的读，是不一样的。

我们且看，在RR级别中，通过MVCC机制，虽然让数据变得可重复读，但我们读到的数据可能是历史数据，是不及时的数据，不是数据库当前的数据！这在一些对于数据的时效特别敏感的业务中，就很可能出问题。

对于这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)，而读取数据库当前版本数据的方式，叫当前读 (current read)。很显然，在MVCC中：

快照读：就是select

	select * from table ....;

当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，处理的都是当前的数据，需要加锁。

	select * from table where ? lock in share mode;
	select * from table where ? for update;
	insert;
	update ;
	delete;

事务的隔离级别实际上都是定义了当前读的级别，MySQL为了减少锁处理（包括等待其它锁）的时间，提升并发能力，引入了快照读的概念，使得select不用加锁。而update、insert这些“当前读”，就需要另外的模块来解决了。

解决幻读

解决幻读：通过行锁 + 间隙gap锁,这里说的行锁是通过mvcc实现的乐观锁，比较cache页中数据行的version和当前事务的version，如果当前version比较小，则去undo区域，在普通select读这种快照读情况下，实际上是不会有锁的，而在dml中，涉及到数据变更，会锁住被修改的行，同时，加gap锁，防止其他事务插入数据导致的幻读

唯一索引的唯一搜索（非范围查询，如t_key = 1）不用加gap锁，因为其他事务在尝试获取index-record lock时会失败

设table_a 有非唯一索引t_key,上一个已提交最新版本的全局version为10000

	CREATE TABLE `table_a` (
	  `id` bigint(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
	  `t_key` int(11) NOT NULL,
	  PRIMARY KEY (`id`),
	  KEY `idx_t_key` (`t_key`)
	) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8

事务1：

事务id：10001

	select * from table_a where t_key = '1';   //load page into cache/memory
	update table_a set t_key = '2' where  t_key = '1'; //对t_key = 1 的数据行加锁，为了防止其他事务insert t_key(1),加间隙锁，并将t_key='1'的上一个版本数据行copy到undo区域，undo区域中t_key还是1,cache页中数据行版本变为10001，此时事务还没有提交，因此cache页是一个脏数据页

（事务2此时介入，查询sql select * from table_a where t_key = '1';）

....

end

事务2：

事务id：10002

	select * from table_a where t_key = '1'; //查询cache页，发现上一个最新已提交version为10000，小于10001，去undo区域获取数据行
	insert(t_key) table_a values(1) //事务1对table_a加了间隙锁，如索引节点 [-无穷,1]和[1,2]中间被锁住（假设有多条记录，t_key分别为1,2,3），不包括2，获取锁时都需要等待，如果table_a的t_key字段没有索引，在innodb会锁定整个表，锁住整个表的方式，通过实验，确定为锁住primary索引，包括不存在的记录

（等待事务1 end）

（没有间隙锁释放，可以插入）

间隙锁的定位方式为最近锁定行的左右区间，避免锁定没有必要的行，假如有索引数据(1，1)(3，4)，(5,5)(8,5)(9,7)，(主键,t_key)

update where t_key = 4时，会锁住(1)_{(4)之间，(4)}(5)之间，而不是锁住(1) ~ (5),所以才叫间隙锁，通过分析，间隙锁应该是发生了B+树的叶子节点上，并且已经对应到行记录上了

事务1锁定了where t_key = 4 时，间隙锁t_key(1，1)_{(3，4)之间，(3，4)}(5,5)之间,此时还需要关注主键的位置

则insert(2,3)时，它在(1，1)(3，4)之间，会阻塞

insert(4,5)时，它在(3，4)~(5,5)之间,会阻塞

insert(6,5)时，成功，因为它没在(1，1)_{(3，4)之间，(3，4)}(5,5)之间，同样t_key都是5，一个可以成功一个不可以

如果一个事务通过update 主键id锁定了行(3,4),则另一个事务此时也无法通过t_key索引更新(3,4)，因为都对应到了主键id为3的数据行

假如table_a还有一个name字段

则

select * from table_a where t_key=5 and name =‘5’ for update,将会锁住t_key的索引;
select * from table_a where name ='5' for update,会锁住primary索引

事务1：

mysql> start transaction;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

	mysql> select * from table_a where name='5';
	Empty set (0.00 sec)
	mysql> select * from table_a where name='6';
	+----+-------+------+
	| id | t_key | name |
	+----+-------+------+
	|  5 |     5 | 6    |
	|  8 |     5 | 6    |
	+----+-------+------+
	2 rows in set (0.00 sec)
	mysql> update table_a set name='5' where t_key=5;
	Query OK, 2 rows affected (0.00 sec)
	Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 0
	mysql> commit;
	Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

事务1 update操作执行，但没有commit时，执行事务2

事务2：

mysql> start transaction;

Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

	mysql> select * from table_a where t_key =5;
	+----+-------+------+
	| id | t_key | name |
	+----+-------+------+
	|  5 |     5 | 6    |
	|  8 |     5 | 6    |
	+----+-------+------+
	2 rows in set (0.00 sec)
	mysql> update table_a set name='8' where t_key=5 and name='6';
	Query OK, 0 rows affected (4.64 sec)
	Rows matched: 0  Changed: 0  Warnings: 0
	mysql> commit;
	Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
	最终name的值为
	mysql> select * from table_a where t_key =5;
	+----+-------+------+
	| id | t_key | name |
	+----+-------+------+
	|  5 |     5 | 5    |
	|  8 |     5 | 5    |
	+----+-------+------+
	2 rows in set (0.00 sec)