mysql了解，理解

数据库锁的分类

按照锁的粒度划分，可分为表级锁、行级锁、页级锁 MyISAM 支持表级锁，InnoDB 支持表级锁和行级锁，BDB 支持页级锁(不常见)，介于表级锁和行级锁之间。关于页，和数据库底层的存储结构有关，有机会讲一下页。

按照锁级别划分，可分为读锁(共享锁)、写锁(排它锁)

按照加锁方式划分，可分为自动锁、显示锁

按照操作划分，可分为 DML 锁、DDL 锁

按照使用方式划分，可分为乐观锁、悲观锁。其中乐观锁并发度较高，不会产生死锁，其思想在编程语言中常用到，如 JAVA 底层的 CAS。

乐观锁： 读锁又被称为共享锁，写锁又被称为排它锁。

在进行增删改时，MySQL 会默认加上写锁(排它锁)；一个事务在进行查询时，MySQL 会默认加上读锁(共享锁)，加上读锁时，其他事务依然可以读取数据，但不能修改数据(不能加上写锁)。但是在 InnDB 中，MySQL 对 select 做了优化，可以实现非阻塞读，并且通过 MVCC + Gap Lock 在可重复读的隔离级别下避免了幻读

一个事务加上写锁时，其他事务既不能查询(不能加上读锁)，也不能增删改(不能加上写锁)，而是会阻塞住，等待其他事务释放写锁。

MyISAM 和 InnoDB 关于锁方面的区别是什么

MyISAM 默认用的是表级锁，不支持行级锁

InnoDB 默认用的是行级锁，也支持表级锁

MySQL 的事务默认是二段提交的，MySQL 有一个系统变量 autocommit 变量，控制，默认为 on， InnoDB ；在不使用索引操作数据的时候，使用的是表锁；在使用索引操作数据时用的是行级锁以及 Gap 锁(普通非唯一索引时用到)。 InnoDB 还支持表级的意向锁，意向锁包括共享读锁(IS)，排他写锁(IX)。但是行级锁未必一定比表级锁好，锁的粒度越小，代价越高，死锁概率越大。表锁只需要扫描表头就可以，而行级锁需要扫描每一行，开销更大。 InnoDB 必须有且仅有一个聚簇索引，数据是根据聚簇索引来存储的，数据和聚集所以存放在同一个文件中，通过聚簇索引查询数据效率很高，只需要查询一棵树。而非聚簇索引存放在另外的文件中，通过非聚簇索引查询需至少需要查询两棵树，第一次是根据非聚簇索引查询到对应的主键，第二次是根据主键索引查询数据。 而 MyISAM中，数据和索引是分离的，索引 B+ 树的叶子节点保存的是指向数据的指针。因此 MyISAM 在增删改的系统中，也就是纯检索的系统中，性能要好于 InnoDB。

MyISAM 适合的场景：

频繁执行全表 count 语句。MyISAM 会在表头存储一个变量记录当前表中数据的行数，在执行 count() 时直接读取该变量即可，而对 InnoDB 表的执行 count() 时则需要遍历全表(可能是遍历某个索引，上一篇文章分析过了)。

对数据进行增删改的频率不高，查询非常频繁

没有事务

InnoDB 适合的场景：

数据增删改都相当频繁。InnoDB 在进行增删改时，只会锁住对应的行，并发度较高。而MyISAM 的表在进行增删改时会锁住整张表。

可靠性要求比较高，要求支持事务。

数据库事务的四大特性(ACID)

• 原子性(Atomic)：事务要么全做，要么全都不做失败回滚
• 一致性(Consistency)：从一个一致状态转变到另一个一致状态，含义是完整性约束
• 隔离性(Isolation)：
• 持久性(Durability)：当系统或者介质发生故障时，数据库要确保已提交的更新不能丢失，对已提交事务的更新能恢复，主要体现在数据库的恢复性上。一旦一个事务被提交，DDMS 要提供适当的冗余，使其耐得住故障。在 InnoDB 中，会将所有对数据库的修改操作保存在redo log 中。

事务隔离级别，以及各级别下的并发访问问题

• 更新丢失--主流数据库上在更新数据时都会加上写锁，因此 MySQL 所有事务隔离级别在数据库层面上均可避免该问题
• 脏读--在 READ-COMMITED 级别下可以避免该问题
• 不可重复读 侧重于对同一条数据的修改，幻读侧重于新增和删除数据。 事务隔离级别越高，安全性越高，串行度越高，并发度越低。 Oracle 默认的隔离级别是 READ-COMMITED，MySQL 默认的隔离级别是 REPEATABLE READ。

InnoDB 可重复读隔离级别下如何避免幻读

• Next key 锁 = 行锁+ Gap 锁。Gap 锁是为了同一事务的两次当前读出现幻读的情况。Gap 锁 只在 RR 和 Serializable 下存在。
• 使用当前读删改查查询主键，如果where 条件全部命中则不会用 Gap 锁，只会加记录锁。例如：select * from table where id in (1,3,5) 如果1，3，5全部命中，此时就算其他事务添加了数据，也不会影响该语句的第二次当前读，不会产生幻读现象，所以不会用 Gap 锁。另外使用当前读删改查查询唯一键(非聚簇索引)，除了给该索引所在的行加上行锁之外，也会在该行的聚簇索引上加锁，防止其他并发事务通过主键来更新数据。
• 如果 where 条件部分命中或者全都不命中，且用到了主键或者唯一键，则会加 Gap 锁。
• Gap 锁还会用在走非唯一索引或者不走索引的当前读中。在非唯一索引中，Gap 锁的范围是左开右闭，其中表中主键的值也起到一定的作用，会锁住 非唯一索引+对应的主键的值范围内的数据。如果当前读不走索引，则会锁住表中所有的 Gap，相当于锁表，这种情况会降低并发，需要避免。
• 为什么在不用索引的情况下，会锁住所有的 Gap？因为 MySQL 的数据是根据聚簇索引的叶子节点顺序存储的。在使用其他非聚集唯一索引时，是可以找到对应的聚簇索引的位置的，因此可以确定需要锁定的数据行的范围。但是使用非唯一索引或者不使用索引时，是不能精确找到对应的聚簇索引的范围，因此会锁住所有的 Gap，也就是整张表。

RC(read commited)、RR(repeatable read) 级别下的 InnoDB 的非阻塞读如何实现

当前读就是加了锁(共享锁、排它锁均可)的增删改查语句，读取的是数据的最新版本，并且在没有提交事务之前，其他并发事务不能修改当前记录。

1. SELECT...LOCK IN SHARE MODE
2. SELE...FOR UPDATE
3. UPDATE...
4. DELETE...
5. INSERT...

在 UPDATE 中会使用当前读，取得最新的数据，然后在此基础上再做更新。 快照读：在事务隔离级别低于 SERIABLE 的情况中，才有快照读，也就是不加锁的非阻塞读(select)。

在 SERIABLE 隔离级别下，快照读也退化为当前读。快照读是基于并发性能的考虑而出现的。

MVCC 实现了多版本共存，读不加锁，读写不冲突，这对于读多写少的OLTP应用来说，极大地增加了系统的并发性能，是非常重要的。

非阻塞读其实就是 MVCC，而 InnoDB 实现了仿照版的MVCC，也就是伪MVCC。

InnoDB 的 undo log 中记录的内容只是串行化的结果，记录了多个事务的过程，并不是真正的多版本共存。

在比较多长事务的情况下，MVCC需要保存每个事务对应的数据版本，而这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间

数据行里的隐藏字段 DB_TRX_ID、DB_ROLL_PTR、DB_ROW_ID(前面讲过，如果在创建 InnoDB 表时既没有指定主键，也没有指定唯一键的话，就会使用 隐藏字段 DB_ROW_ID 作为主键聚簇索引)

undo 日志，包括 insert undo log(在事务回滚时需要，在事务提交后可以立即丢弃)、update undo log(包括 update 和 delete 操作的日志，在事务回滚和快照读时需要，只有在数据库所使用的快照中不涉及该日志记录，对应的回滚日志才会被 purge 线程删除)。当一个事务 update 一行数据之前，会先使用排它锁锁定该行，随后将原来的行记录拷贝到undo log 中作为一个历史版本，然后修改对应的值，修改该行的隐藏字段事务 ID，修改 DB_ROLL_PTR 指针，指向 undo log 中该行对应的历史版本数据，一行数据可以可以有多个历史版本，这时就形成了一个链表。

read view 是用来保证事务可见性的，使用了一个可见性算法。取出当前行的 DB_TRX_ID 字段，如果大于当前所有活跃事务的ID，则该行数据对当前操作是可见的。否则就沿着undo log 链表取出历史版本数据的 DB_TRX_ID，直到小于这些活跃事务为止，这样就保证我们获取的数据版本是当前可见的最稳定版本。

在 RC 隔离级别下，快照读和当前读所读取的数据是一样的，都是最新的。

在 RR 级别下，创建快照的时机决定了读取数据的版本。如果在别的事务提交之前没有读取过数据，则快照读的数据是最新的，在这种情况下，是可以避免一些幻读的，但如果是范围查询，则有可能产生幻读；如果在别的事务提交之前有读取过数据，则快照读的数据是上次读取的值，也就是数据的历史版本。

在读已提交的隔离级别下，同样的查询语句都会重新获取一次 Read View，这时如果 Read View 不同，就可能产生不可重复读或者幻读的情况，读到其他事务提交的修改。

当隔离级别为可重复读的时候，就避免了不可重复读，这是因为一个事务只在第一次 SELECT 的时候会获取一次 Read View，而后面所有的 SELECT 都会复用这个 Read View

为什么在 repeatable read 级别下的MVCC能避免不可重复读，却不能避免幻读，不是从头到尾都只用同一个read view吗？ 因为通过 MVCC 读取的是数据的快照版本，是快照读。但是在执行更新操作时，不会用快照读去读取数据，而是会强制使用当前读去读取最新的数据版本，也就是获取最新版本的数据，因此避免不了幻读。需要加 Gap 锁才行。

对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据； 对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据；

在InnoDB事务中，行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。所以如果你的事务中需要锁多个行，要把最可能造成锁冲突、最可能影响并发度的锁尽量往后放。

一致性读、当前读和两段锁协议，需要串联起来理解，详情请看 《MySQL 实战 45 讲》的《事务到底是隔离的还是不隔离的？》

⼀个数据版本，对于⼀个事务视图来说，除了⾃⼰的更新总是可⻅以外，有三种情况：

版本未提交，不可⻅；

版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可⻅；

版本已提交，⽽且是在视图创建前提交的，可⻅。

更新数据都是先读后写的，⽽这个读，只能读当前的值，称为“当前读”(current read)。

我们在上⼀篇⽂章中提到的“两阶段锁协议”就要上场了。事务C’没提交，也就是说(1,2)这个版本上的写锁还没释放。 ⽽事务B是当前读，必须要读最新版本，⽽且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务C’释放这个锁，才能继续它的当前读。

在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，是不会看到别的事务插⼊的数据的。因此，幻读在“当前读”下才会出现。

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