深入理解MySQL锁、事务隔离级别与MVCC原理
深入理解MySQL锁、事务隔离级别与MVCC原理
1 锁定义
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。
在数据库中，除了传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外，数据也是一种供需要用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。
2 锁分类
Mysql锁简单介绍：Mysql中不同的存储引擎支持不同的锁机制。比如MyISAM和MEMORY存储引擎采用的表级锁，BDB采用的是页面锁，也支持表级锁，InnoDB存储引擎既支持行级锁，也支持表级锁，默认情况下采用行级锁。
- 从性能上分为乐观锁(用版本对比来实现)和悲观锁
乐观锁
-- 1.获取数据
select * from order where id = 233;
-- 2.修改数据时使用乐观锁
update order set status = 2 and version=version+1 where id = 233 and version = {version}
悲观锁
-- 0.开始事务
begin;/begin work;/start transaction; (三者选一就可以)
-- 1.查询出商品信息
select status from order where id=233 for update; #增加乐观锁
-- 2.根据商品信息生成订单
insert into order (id,goods_id) values (null,1);
-- 3.修改商品status为2
update table set status=2 where id=1;
-- 4.提交事务(任选一种释放锁)
commit;/commit work;
- 实现悲观锁利用select … for update加锁, 操作完成后使用commit来释放锁
- innodb引擎时, 默认行级锁, 当有明确字段时会锁一行, 如无查询条件或条件字段不明确时, 会锁整个表. 条件为范围时会锁整个表
- 查不到数据时, 则不会锁表
- 从对数据库操作的类型划分，分为读锁和写锁(都属于悲观锁)
- 读锁（共享锁）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响
- 写锁（排它锁）：当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁
- 从对数据操作的粒度分，分为表锁和行锁
2.1 表锁
每次操作锁住整张表。开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低；
2.1.1 基本操作
--建表
CREATE TABLE `mylock` (
`id` INT(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`NAME` VARCHAR (20) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE = MyISAM DEFAULT CHARSET = utf8;
-- 插入数据
INSERT INTO`test_db`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('1', 'a');
INSERT INTO`test_db`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('2', 'b');
INSERT INTO`test_db`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('3', 'c');
INSERT INTO`test_db`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('4', 'd');
- 手动增加表锁
lock table 表名称 read(write),表名称2 read(write);
- 查看表上是否加锁
show open tables;
- 删除锁
unlock tables;
2.1.2 案例分析（加读锁）
lock table mylock read;
当前session和其他session都可以读该表 ，以及增加读锁
当前session中插入或者更新锁定的表都会报错，其他session插入或更新则会等待
2.1.3 案例分析（加写锁）
lock table mylock write;
当前session对该表的增删改查都没有问题，其他session对该表的所有操作被阻塞
2.1.4 案例结论
第一步：session1 给mylock表增加读锁。
lock table mylock read;
第二步：session1 查询 mylock 表。(可以查询)
mysql> select * from mylock;
+----+------+
| id | NAME |
+----+------+
| 1 | a |
| 2 | b |
| 3 | c |
| 4 | d |
+----+------+
4 rows in set (0.00 sec)
第三步：session2 查询 mylock 表。(可以查询)
mysql> select * from mylock;
+----+------+
| id | NAME |
+----+------+
| 1 | a |
| 2 | b |
| 3 | c |
| 4 | d |
+----+------+
4 rows in set (0.00 sec)
第四步：session2 给mylock表增加读锁。(成功)
mysql> lock table mylock read;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
第五步：session2 查询 mylock 表。(可以查询)
mysql> select * from mylock;
+----+------+
| id | NAME |
+----+------+
| 1 | a |
| 2 | b |
| 3 | c |
| 4 | d |
+----+------+
4 rows in set (0.00 sec)
第六步：session1 修改id = 4的数据。(不能修改)
mysql> update mylock set NAME = 'd1' where id = 4;
ERROR 1099 (HY000): Table 'mylock' was locked with a READ lock and can't be updated
第七步：session2 修改id = 4第数据。(不能修改)
mysql> update mylock set NAME = 'd1' where id = 4;
ERROR 1099 (HY000): Table 'mylock' was locked with a READ lock and can't be updated
第八步：session2 给mylock增加写锁。(不能添加)
被阻塞了。
第九步：session2 新增一条记录。
mysql> INSERT INTO`test_db`.`mylock` (`id`, `NAME`) VALUES ('5', 'e');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
第十步：session1 查询数据mylock表。
被阻塞了
再试试添加呢？
依然被阻塞了。
MyISAM在执行查询语句(SELECT)前,会自动给涉及的所有表加读锁,在执行增删改操作前,会自动给涉及的表加写锁。
- 对MyISAM表的读操作(加读锁) ,不会阻寒其他进程对同一表的读请求,但会阻赛对同一表的写请求。只有当读锁释放后,才会执行其它进程的写操作。
- 对MylSAM表的写操作(加写锁) ,会阻塞其他进程对同一表的读和写操作,只有当写锁释放后,才会执行其它进程的读写操作
总结：
简而言之，就是读锁会阻塞写，但是不会阻塞读。而写锁则会把读和写都阻塞。
2.2 行锁
每次操作锁住一行数据。开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。
InnoDB与MYISAM的最大不同有两点：
- 支持事务（TRANSACTION）
- 支持行级锁
2.2.1 行锁支持事务
- 事务（Transaction）及其ACID属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元,事务具有以下4个属性,通常简称为事务的ACID属性。
原子性(Atomicity) ：事务是一个原子操作单元,其对数据的修改,要么全都执行,要么全都不执行。
一致性(Consistent) ：在事务开始和完成时,数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改,以保持数据的完整性;事务结束时,所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的。
隔离性(Isolation) ：数据库系统提供一定的隔离机制,保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的,反之亦然。
持久性(Durable) ：事务完成之后,它对于数据的修改是永久性的,即使出现系统故障也能够保持。
- 并发事务处理带来的问题
- 更新丢失（Lost Update）
当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题–最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。
- 脏读（Dirty Reads）
一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致的状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此作进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象的叫做“脏读”。
一句话：事务A读取到了事务B已经修改但尚未提交的数据，还在这个数据基础上做了操作。此时，如果B事务回滚，A读取的数据无效，不符合一致性要求。
- 不可重读（Non-Repeatable Reads）
一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
一句话：事务A读取到了事务B已经提交的修改数据，不符合隔离性
- 幻读（Phantom Reads）
一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
一句话：事务A读取到了事务B提交的新增数据，不符合隔离性。
- 事务隔离级别
脏读”、“不可重复读”和“幻读”,其实都是数据库读一致性问题,必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。
| 隔离级别 | 脏读（DirtyRead） | 不可重复读（NonRepeatable Read） | 幻读（Phantom Read） |
|---|---|---|---|
| 读未提交（Read uncommitted） | 可能 | 可能 | 可能 |
| 读已提交（Read committed） | 不可能 | 可能 | 可能 |
| 可重复读（Repeatable read） | 不可能 | 不可能 | 可能 |
| 可串行化（Serializable） | 不可能 | 不可能 | 不可能 |
数据库的事务隔离越严格,并发副作用越小,但付出的代价也就越大,因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行,这显然与“并发”是矛盾的。
同时,不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的,比如许多应用对“不可重复读"和“幻读”并不敏感,可能更关心数据并发访问的能力。
常看当前数据库的事务隔离级别: show variables like ‘tx_isolation’;
设置事务隔离级别：set tx_isolation=‘REPEATABLE-READ’;
2.2.2 行锁与隔离级别案例分析
--创建表
CREATE TABLE `account` (
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` varchar(255) DEFAULT NULL,
`balance` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
INSERT INTO `test_db`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('lilei', '450');
INSERT INTO `test_db`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('hanmei','16000');
INSERT INTO `test_db`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('lucy', '2400');
1、行锁演示
一个session开启事务更新不提交，另一个session更新同一条记录会阻塞，更新不同记录不会阻塞。
行锁也分为读锁和写锁。更新数据的时候，是写锁，但是如果select 语句是可以指定读锁或者写锁的。mysql InnoDb引擎中update,delete,insert语句自动加排他锁的问题。
-- 读锁(共享锁)
begin;
select * from account where id = 1 LOCK IN SHARE MODE;
-- 写锁(排它锁)
begin;
select * from account where id = 1 for update
2、读未提交
- 打开一个客户端A，并设置当前事务模式为read uncommitted(未提交 读)，查询表account的初始值:
set tx_isolation=‘read-uncommitted’ – 设置隔离级别为读未提交。
客户端A：
mysql> set tx_isolation='read-uncommitted';
Query OK, 0 rows affected (0.02 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 450 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.02 sec)
- 在客户端A事务提交之前，打开客户端B，更新表account：
客户端B:
mysql> set tx_isolation='read-uncommitted';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update account set balance = balance - 40 where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
- 这时，虽然客户端B的事务还没有提交，但是客户端A就可以查询客户端B更新的新数据。
客户端A:
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 410 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 一旦客户端B的事务由于某些原因回滚了，所有的操作撤销了，那么客户端查询到的数据其实就是脏数据。
客户端B:
mysql> rollback;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 450 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 在客户端A执行更新语句update account set balance = balance - 50 where id =1，lilei的balance没 有变成360，居然是400，是不是很奇怪，数据不一致啊，如果你这么想就太天真了，在应用程序中，我们会 用400-50=350，并不知道其他会话回滚了，要想解决这个问题可以采用读已提交的隔离级别 。
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 410 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
mysql> update account set balance = balance - 50 where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> select * from account where id = 1 ;
+----+-------+---------+
| id | name | balance |
+----+-------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
+----+-------+---------+
1 row in set (0.00 sec)
3、读已提交
- 打开一个客户端A，并设置当前事务模式为read-committed(已提交 读)，查询表account的所有记录：
客户端A：
mysql> set tx_isolation='read-committed';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 450 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 在客户端A事务提交之前，打开客户端B，更新表account：
客户端B：
mysql> set tx_isolation='read-committed';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update account set balance = balance - 50 where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
- 这时，客户端B的事务还没有提交，客户端A无法查询到客户端B更新的新数据，解决了脏读的问题。
客户端A:
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 450 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 客户端B提交事务：
客户端B:
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
- 客户端A再次查询数据，发现数据发生了改变，即产生了不可重复读的问题。
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 450 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
4、可重复读
- 打开一个客户端A，并设置当前事务模式为repeatable read，查询表account的所有记录：set tx_isolation=‘repeatable-read’
客户端A:
mysql> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 在客户端A的事务提交之前，打开客户端B，更新account记录并提交。
客户端B:
mysql> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> update account set balance = balance + 50 where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
- 在客户端A查询表account所有记录，与步骤1一致，解决了不可重复读的问题。
客户端A:
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 在客户端A中，执行一个update account set balance = balance-50 where id = 1;balance并没有变成 400-50 = 350，lilei的balance值用的是步骤2的中的450 的值算的，所以应该是400，数据的一致性没有被破坏，可重复读隔离级别下使用了MVCC(multi-version concurrency control)机制，select操作不会更新版本号，查询到的是快找，但是insert、update、delete等操作则会更新版本号。是读的当前版本。
客户端A:
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.01 sec)
mysql> update account set balance = balance-50 where id = 1;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 重新打开B客户端，插入一条数据，提交事务。
客户端B:
mysql> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> INSERT INTO `test_db`.`account` (`name`, `balance`) VALUES ('luxian', '2500');
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
| 4 | luxian | 2500 |
+----+--------+---------+
4 rows in set (0.00 sec)
mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
- 在客户端A查询表account的所有记录，没有查出新增，没有出现幻读。
客户端A:
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
+----+--------+---------+
3 rows in set (0.00 sec)
- 验证幻读：在客户端A中执行update account set balance=888 where id = 4; 发现能更新成功，再次查询数据。能够查询到客户端B新增的数据。
客户端A:
mysql> update account set balance=888 where id = 4;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
| 4 | luxian | 888 |
+----+--------+---------+
4 rows in set (0.00 sec)
5、可串行化
- 打开一个客户端A，并设置当前事务模式为serializable，查询表account的初始值：
set tx_isolation='serializable';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from account;
+‐‐‐‐‐‐+‐‐‐‐‐‐‐‐+‐‐‐‐‐‐‐‐‐+
| id | name | balance |
+‐‐‐‐‐‐+‐‐‐‐‐‐‐‐+‐‐‐‐‐‐‐‐‐+
| 1 | lilei | 10000 |
| 2 | hanmei | 10000 |
| 3 | lucy | 10000 |
| 4 | lily | 10000 |
+‐‐‐‐‐‐+‐‐‐‐‐‐‐‐+‐‐‐‐‐‐‐‐‐+
4 rows in set (0.00 sec)
- 打开一个客户端B，并设置当前事务模式为serializable，插入一条记录报错，表被锁了插入失败，mysql中事务隔离级别为serializable时会锁表，因此不会出现幻读的情况，这种隔离级别并发性极低，开发中很少会用到。
mysql> set session transaction isolation level serializable;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert into account values(5,'tom',0);
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
间隙锁（Gap Lock）
间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。Mysql默认级别是repeatable-read，有办法解决幻读问题吗?间隙锁 在某些情况下可以解决幻读问题。
假设account表里数据如下:
mysql> select * from account;
+----+--------+---------+
| id | name | balance |
+----+--------+---------+
| 1 | lilei | 400 |
| 2 | hanmei | 16000 |
| 3 | lucy | 2400 |
| 4 | luxian | 888 |
| 10 | 666 | 2400 |
| 15 | 777 | 2400 |
| 20 | 888 | 2400 |
+----+--------+---------+
7 rows in set (0.00 sec)
间隙就有id为(4,10),(10,15),(15,20),(20,+∞) 这四个区间，我们在客户端A中 使用select * from account where id >8 and id <12 for update;则其他的session没法在这个范围所包含的所有行记录(包括间隙行记录)以及行记录所在的间隙里插入或修改任何数据，即id在 (3,20]区间都无法修改数据，注意最后那个20也是包含在内的。
间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效。
id < 8 and id > 12 他是占用了两个区间(4,10),(10,15) ，那么这两个区间内的所有的ID ，都会被锁住。
Mysql默认级别是repeatable-read，有办法解决幻读问题吗？间隙锁在某些情况下可以解决幻读问题
要避免幻读可以用间隙锁在Session_1下面执行update account set name =‘zhangsan’ where id > 10 and id <=20;，则其他Session没法在这个范围所包含的间隙里插入或修改任何数据
临键锁（Next-key Lock）
Next-Key Locks是行锁与间隙锁的组合。像上面那个例子里的这个(4,15]的整个区间可以叫做临键锁。
无索引行锁会升级为表锁：锁主要是加在索引上，如果对非索引字段更新, 行锁可能会变表锁
session1执行：
update account set balance = 800 where name = ‘lilei’;
session2对该表任一行操作都会阻塞住
InnoDB的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁。并且该索引不能失效，否则都会从行锁升级为表锁。
锁定某一行还可以用lock in share mode(共享锁) 和for update(排它锁)，例如：select * from test_innodb_lock where a = 2 for update;
这样其他session只能读这行数据，修改则会被阻塞，直到锁定行的session提交
2.2.3 案例总结
Innodb存储引擎由于实现了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面所带来的性能损耗可能比表级锁定会要更高一下，但是在整体并发处理能力方面要远远优于MYISAM的表级锁定的。当系统并发量高的时候，Innodb的整体性能和MYISAM相比就会有比较明显的优势了。
但是，Innodb的行级锁定同样也有其脆弱的一面，当我们使用不当的时候，可能会让Innodb的整体性能表现不仅不能比MYISAM高，甚至可能会更差。
2.2.4 行锁分析
通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况
show status like’innodb_row_lock%’;
对各个状态量的说明如下：
Innodb_row_lock_current_waits: 当前正在等待锁定的数量
Innodb_row_lock_time: 从系统启动到现在锁定总时间长度
Innodb_row_lock_time_avg: 每次等待所花平均时间
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最长的一次所花时间
Innodb_row_lock_waits:系统启动后到现在总共等待的次数
对于这5个状态变量，比较重要的主要是：
Innodb_row_lock_time_avg （等待平均时长）
Innodb_row_lock_waits （等待总次数）
Innodb_row_lock_time（等待总时长）
尤其是当等待次数很高，而且每次等待时长也不小的时候，我们就需要分析系统
中为什么会有如此多的等待，然后根据分析结果着手制定优化计划。
2.2.5 死锁
set tx_isolation=‘repeatable-read’;
Session_1执行：select * from account where id=1 for update;
Session_2执行：select * from account where id=2 for update;
Session_1执行：select * from account where id=2 for update;
Session_2执行：select * from account where id=1 for update;
查看近期死锁日志信息：show engine innodb status\G;
大多数情况mysql可以自动检测死锁并回滚产生死锁的那个事务，但是有些情况
mysql没法自动检测死锁
2.2.6 优化建议
- 尽可能让所有数据检索都通过索引来完成，避免无索引行锁升级为表锁
- 合理设计索引，尽量缩小锁的范围
- 尽可能减少检索条件范围，避免间隙锁
- 尽量控制事务大小，减少锁定资源量和时间长度，涉及事务加锁的sql尽量放在事务最后执行
- 尽可能低级别事务隔离
3 MVCC模式
Mysql在可重复读隔离级别下如何保证事务较高的隔离性，我们上节课给大家演示过，同样的sql查询语句在一个事务 里多次执行查询结果相同，就算其它事务对数据有修改也不会影响当前事务sql语句的查询结果。 这个隔离性就是靠**MVCC(Multi-Version Concurrency Control)**机制来保证的，对一行数据的读和写两个操作默认 是不会通过加锁互斥来保证隔离性，避免了频繁加锁互斥，而在串行化隔离级别为了保证较高的隔离性是通过将所有操 作加锁互斥来实现的。
Mysql在读已提交和可重复读隔离级别下都实现了MVCC机制。
3.1 undo日志版本链与read view 机制详解
3.1.1 undo日志版本链
undo日志版本链是指一行数据被多个事务依次修改过后，在每个事务修改完后，Mysql会保留修改前的数据undo回滚 日志，并且用两个隐藏字段trx_id和roll_pointer把这些undo日志串联起来形成一个历史记录版本链(见下图，需参考视 频里的例子理解)
例图：
read-view：
3.1.2 read view 机制详解
在可重复读隔离级别，当事务开启，执行任何查询sql时会生成当前事务的一致性视图read-view，该视图在事务结束 之前都不会变化(如果是读已提交隔离级别在每次执行查询sql时都会重新生成)，这个视图由执行查询时所有未提交事 务id数组(数组里最小的id为min_id)和已创建的最大事务id(max_id)组成，事务里的任何sql查询结果需要从对应 版本链里的最新数据开始逐条跟read-view做比对从而得到最终的快照结果。
版本链对比规则：
- 如果 row 的 trx_id 落在橙色部分( trx_id
- 如果 row 的 trx_id 落在绿色部分( trx_id>max_id )，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是不可见的(若 row 的 trx_id 就是当前自己的事务是可见的);
- 如果 row 的 trx_id 落在黄色部分(min_id <=trx_id<= max_id)，那就包括两种情况：
- 若 row 的 trx_id 在视图数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见，若 row 的 trx_id 就是当前 自己的事务是可见的;
- 若 row 的 trx_id 不在视图数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。
对于删除的情况可以认为是update的特殊情况，会将版本链上最新的数据复制一份，然后将trx_id修改成删除操作的 trx_id，同时在该条记录的头信息(record header)里的(deleted_flag)标记位写上true，来表示当前记录已经被 删除，在查询时按照上面的规则查到对应的记录如果delete_flag标记位为true，意味着记录已被删除，则不返回数据。
注意：begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个修改操作InnoDB表的语句， 事务才真正启动，才会向mysql申请事务id，mysql内部是严格按照事务的启动顺序来分配事务id的。
总结：MVCC机制的实现就是通过read-view机制与undo版本链比对机制，使得不同的事务会根据数据版本链对比规则读取 同一条数据在版本链上的不同版本数据。