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該系列博文會(huì)告訴你如何從入門到進(jìn)階，從sql基本的使用方法，從MySQL執(zhí)行引擎再到索引、事務(wù)等知識，一步步地學(xué)習(xí)MySQL相關(guān)技術(shù)的實(shí)現(xiàn)原理，更好地了解如何基于這些知識來優(yōu)化sql，減少SQL執(zhí)行時(shí)間，通過執(zhí)行計(jì)劃對SQL性能進(jìn)行分析，再到MySQL的主從復(fù)制、主備部署等內(nèi)容，以便讓你更完整地了解整個(gè)MySQL方面的技術(shù)體系，形成自己的知識框架。
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『淺入深出』MySQL 中事務(wù)的實(shí)現(xiàn)
在關(guān)系型數(shù)據(jù)庫中，事務(wù)的重要性不言而喻，只要對數(shù)據(jù)庫稍有了解的人都知道事務(wù)具有 ACID 四個(gè)基本屬性，而我們不知道的可能就是數(shù)據(jù)庫是如何實(shí)現(xiàn)這四個(gè)屬性的；在這篇文章中，我們將對事務(wù)的實(shí)現(xiàn)進(jìn)行分析，嘗試?yán)斫鈹?shù)據(jù)庫是如何實(shí)現(xiàn)事務(wù)的，當(dāng)然我們也會(huì)在文章中簡單對 MySQL 中對 ACID 的實(shí)現(xiàn)進(jìn)行簡單的介紹。
事務(wù)其實(shí)就是并發(fā)控制的基本單位；相信我們都知道，事務(wù)是一個(gè)序列操作，其中的操作要么都執(zhí)行，要么都不執(zhí)行，它是一個(gè)不可分割的工作單位；數(shù)據(jù)庫事務(wù)的 ACID 四大特性是事務(wù)的基礎(chǔ)，了解了 ACID 是如何實(shí)現(xiàn)的，我們也就清除了事務(wù)的實(shí)現(xiàn)，接下來我們將依次介紹數(shù)據(jù)庫是如何實(shí)現(xiàn)這四個(gè)特性的。
原子性
在學(xué)習(xí)事務(wù)時(shí)，經(jīng)常有人會(huì)告訴你，事務(wù)就是一系列的操作，要么全部都執(zhí)行，要都不執(zhí)行，這其實(shí)就是對事務(wù)原子性的刻畫；雖然事務(wù)具有原子性，但是原子性并不是只與事務(wù)有關(guān)系，它的身影在很多地方都會(huì)出現(xiàn)。
由于操作并不具有原子性，并且可以再分為多個(gè)操作，當(dāng)這些操作出現(xiàn)錯(cuò)誤或拋出異常時(shí)，整個(gè)操作就可能不會(huì)繼續(xù)執(zhí)行下去，而已經(jīng)進(jìn)行的操作造成的副作用就可能造成數(shù)據(jù)更新的丟失或者錯(cuò)誤。
事務(wù)其實(shí)和一個(gè)操作沒有什么太大的區(qū)別，它是一系列的數(shù)據(jù)庫操作（可以理解為 SQL）的集合，如果事務(wù)不具備原子性，那么就沒辦法保證同一個(gè)事務(wù)中的所有操作都被執(zhí)行或者未被執(zhí)行了，整個(gè)數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)就既不可用也不可信。
回滾日志
想要保證事務(wù)的原子性，就需要在異常發(fā)生時(shí)，對已經(jīng)執(zhí)行的操作進(jìn)行回滾，而在 MySQL 中，恢復(fù)機(jī)制是通過回滾日志（undo log）實(shí)現(xiàn)的，所有事務(wù)進(jìn)行的修改都會(huì)先記錄到這個(gè)回滾日志中，然后在對數(shù)據(jù)庫中的對應(yīng)行進(jìn)行寫入。
這個(gè)過程其實(shí)非常好理解，為了能夠在發(fā)生錯(cuò)誤時(shí)撤銷之前的全部操作，肯定是需要將之前的操作都記錄下來的，這樣在發(fā)生錯(cuò)誤時(shí)才可以回滾。
回滾日志除了能夠在發(fā)生錯(cuò)誤或者用戶執(zhí)行 ROLLBACK 時(shí)提供回滾相關(guān)的信息，它還能夠在整個(gè)系統(tǒng)發(fā)生崩潰、數(shù)據(jù)庫進(jìn)程直接被殺死后，當(dāng)用戶再次啟動(dòng)數(shù)據(jù)庫進(jìn)程時(shí)，還能夠立刻通過查詢回滾日志將之前未完成的事務(wù)進(jìn)行回滾，這也就需要回滾日志必須先于數(shù)據(jù)持久化到磁盤上，是我們需要先寫日志后寫數(shù)據(jù)庫的主要原因。
回滾日志并不能將數(shù)據(jù)庫物理地恢復(fù)到執(zhí)行語句或者事務(wù)之前的樣子；它是邏輯日志，當(dāng)回滾日志被使用時(shí)，它只會(huì)按照日志邏輯地將數(shù)據(jù)庫中的修改撤銷掉看，可以理解為，我們在事務(wù)中使用的每一條 INSERT 都對應(yīng)了一條 DELETE，每一條 UPDATE 也都對應(yīng)一條相反的 UPDATE 語句。
在這里，我們并不會(huì)介紹回滾日志的格式以及它是如何被管理的，本文重點(diǎn)關(guān)注在它到底是一個(gè)什么樣的東西，究竟解決了、如何解決了什么樣的問題，如果想要了解具體實(shí)現(xiàn)細(xì)節(jié)的讀者，相信網(wǎng)絡(luò)上關(guān)于回滾日志的文章一定不少。
事務(wù)的狀態(tài)
因?yàn)槭聞?wù)具有原子性，所以從遠(yuǎn)處看的話，事務(wù)就是密不可分的一個(gè)整體，事務(wù)的狀態(tài)也只有三種：Active、Commited 和 Failed，事務(wù)要不就在執(zhí)行中，要不然就是成功或者失敗的狀態(tài)：
但是如果放大來看，我們會(huì)發(fā)現(xiàn)事務(wù)不再是原子的，其中包括了很多中間狀態(tài)，比如部分提交，事務(wù)的狀態(tài)圖也變得越來越復(fù)雜。
事務(wù)的狀態(tài)圖以及狀態(tài)的描述取自 Database System Concepts 一書中第 14 章的內(nèi)容。
Active：事務(wù)的初始狀態(tài)，表示事務(wù)正在執(zhí)行；
Partially Commited：在最后一條語句執(zhí)行之后；
Failed：發(fā)現(xiàn)事務(wù)無法正常執(zhí)行之后；
Aborted：事務(wù)被回滾并且數(shù)據(jù)庫恢復(fù)到了事務(wù)進(jìn)行之前的狀態(tài)之后；
Commited：成功執(zhí)行整個(gè)事務(wù)；
雖然在發(fā)生錯(cuò)誤時(shí)，整個(gè)數(shù)據(jù)庫的狀態(tài)可以恢復(fù)，但是如果我們在事務(wù)中執(zhí)行了諸如：向標(biāo)準(zhǔn)輸出打印日志、向外界發(fā)出郵件、沒有通過數(shù)據(jù)庫修改了磁盤上的內(nèi)容甚至在事務(wù)執(zhí)行期間發(fā)生了轉(zhuǎn)賬匯款，那么這些操作作為可見的外部輸出都是沒有辦法回滾的；這些問題都是由應(yīng)用開發(fā)者解決和負(fù)責(zé)的，在絕大多數(shù)情況下，我們都需要在整個(gè)事務(wù)提交后，再觸發(fā)類似的無法回滾的操作
以訂票為例，哪怕我們在整個(gè)事務(wù)結(jié)束之后，才向第三方發(fā)起請求，由于向第三方請求并獲取結(jié)果是一個(gè)需要較長事件的操作，如果在事務(wù)剛剛提交時(shí)，數(shù)據(jù)庫或者服務(wù)器發(fā)生了崩潰，那么我們就非常有可能丟失發(fā)起請求這一過程，這就造成了非常嚴(yán)重的問題；而這一點(diǎn)就不是數(shù)據(jù)庫所能保證的，開發(fā)者需要在適當(dāng)?shù)臅r(shí)候查看請求是否被發(fā)起、結(jié)果是成功還是失敗。
并行事務(wù)的原子性
到目前為止，所有的事務(wù)都只是串行執(zhí)行的，一直都沒有考慮過并行執(zhí)行的問題；然而在實(shí)際工作中，并行執(zhí)行的事務(wù)才是常態(tài)，然而并行任務(wù)下，卻可能出現(xiàn)非常復(fù)雜的問題：
當(dāng) Transaction1 在執(zhí)行的過程中對 id = 1 的用戶進(jìn)行了讀寫，但是沒有將修改的內(nèi)容進(jìn)行提交或者回滾，在這時(shí) Transaction2 對同樣的數(shù)據(jù)進(jìn)行了讀操作并提交了事務(wù)；也就是說 Transaction2 是依賴于 Transaction1 的，當(dāng) Transaction1 由于一些錯(cuò)誤需要回滾時(shí)，因?yàn)橐ＷC事務(wù)的原子性，需要對 Transaction2 進(jìn)行回滾，但是由于我們已經(jīng)提交了 Transaction2，所以我們已經(jīng)沒有辦法進(jìn)行回滾操作，在這種問題下我們就發(fā)生了問題，Database System Concepts 一書中將這種現(xiàn)象稱為不可恢復(fù)安排（Nonrecoverable Schedule），那什么情況下是可以恢復(fù)的呢？
A recoverable schedule is one where, for each pair of transactions Ti and Tj such that Tj reads a data item previously written by Ti , the commit operation of Ti appears before the commit operation of Tj .
簡單理解一下，如果 Transaction2 依賴于事務(wù) Transaction1，那么事務(wù) Transaction1 必須在 Transaction2 提交之前完成提交的操作：
然而這樣還不算完，當(dāng)事務(wù)的數(shù)量逐漸增多時(shí)，整個(gè)恢復(fù)流程也會(huì)變得越來越復(fù)雜，如果我們想要從事務(wù)發(fā)生的錯(cuò)誤中恢復(fù)，也不是一件那么容易的事情。
在上圖所示的一次事件中，Transaction2 依賴于 Transaction1，而 Transaction3 又依賴于 Transaction1，當(dāng) Transaction1 由于執(zhí)行出現(xiàn)問題發(fā)生回滾時(shí)，為了保證事務(wù)的原子性，就會(huì)將 Transaction2 和 Transaction3 中的工作全部回滾，這種情況也叫做級聯(lián)回滾（Cascading Rollback），級聯(lián)回滾的發(fā)生會(huì)導(dǎo)致大量的工作需要撤回，是我們難以接受的，不過如果想要達(dá)到絕對的原子性，這件事情又是不得不去處理的，我們會(huì)在文章的后面具體介紹如何處理并行事務(wù)的原子性。
持久性
既然是數(shù)據(jù)庫，那么一定對數(shù)據(jù)的持久存儲(chǔ)有著非常強(qiáng)烈的需求，如果數(shù)據(jù)被寫入到數(shù)據(jù)庫中，那么數(shù)據(jù)一定能夠被安全存儲(chǔ)在磁盤上；而事務(wù)的持久性就體現(xiàn)在，一旦事務(wù)被提交，那么數(shù)據(jù)一定會(huì)被寫入到數(shù)據(jù)庫中并持久存儲(chǔ)起來。
當(dāng)事務(wù)已經(jīng)被提交之后，就無法再次回滾了，唯一能夠撤回已經(jīng)提交的事務(wù)的方式就是創(chuàng)建一個(gè)相反的事務(wù)對原操作進(jìn)行『補(bǔ)償』，這也是事務(wù)持久性的體現(xiàn)之一。
重做日志
與原子性一樣，事務(wù)的持久性也是通過日志來實(shí)現(xiàn)的，MySQL 使用重做日志（redo log）實(shí)現(xiàn)事務(wù)的持久性，重做日志由兩部分組成，一是內(nèi)存中的重做日志緩沖區(qū)，因?yàn)橹刈鋈罩揪彌_區(qū)在內(nèi)存中，所以它是易失的，另一個(gè)就是在磁盤上的重做日志文件，它是持久的
當(dāng)我們在一個(gè)事務(wù)中嘗試對數(shù)據(jù)進(jìn)行修改時(shí)，它會(huì)先將數(shù)據(jù)從磁盤讀入內(nèi)存，并更新內(nèi)存中緩存的數(shù)據(jù)，然后生成一條重做日志并寫入重做日志緩存，當(dāng)事務(wù)真正提交時(shí)，MySQL 會(huì)將重做日志緩存中的內(nèi)容刷新到重做日志文件，再將內(nèi)存中的數(shù)據(jù)更新到磁盤上，圖中的第 4、5 步就是在事務(wù)提交時(shí)執(zhí)行的。
在 InnoDB 中，重做日志都是以 512 字節(jié)的塊的形式進(jìn)行存儲(chǔ)的，同時(shí)因?yàn)閴K的大小與磁盤扇區(qū)大小相同，所以重做日志的寫入可以保證原子性，不會(huì)由于機(jī)器斷電導(dǎo)致重做日志僅寫入一半并留下臟數(shù)據(jù)。
除了所有對數(shù)據(jù)庫的修改會(huì)產(chǎn)生重做日志，因?yàn)榛貪L日志也是需要持久存儲(chǔ)的，它們也會(huì)創(chuàng)建對應(yīng)的重做日志，在發(fā)生錯(cuò)誤后，數(shù)據(jù)庫重啟時(shí)會(huì)從重做日志中找出未被更新到數(shù)據(jù)庫磁盤中的日志重新執(zhí)行以滿足事務(wù)的持久性。
回滾日志和重做日志
到現(xiàn)在為止我們了解了 MySQL 中的兩種日志，回滾日志（undo log）和重做日志（redo log）；在數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中，事務(wù)的原子性和持久性是由事務(wù)日志（transaction log）保證的，在實(shí)現(xiàn)時(shí)也就是上面提到的兩種日志，前者用于對事務(wù)的影響進(jìn)行撤銷，后者在錯(cuò)誤處理時(shí)對已經(jīng)提交的事務(wù)進(jìn)行重做，它們能保證兩點(diǎn)：
發(fā)生錯(cuò)誤或者需要回滾的事務(wù)能夠成功回滾（原子性）；
在事務(wù)提交后，數(shù)據(jù)沒來得及寫會(huì)磁盤就宕機(jī)時(shí)，在下次重新啟動(dòng)后能夠成功恢復(fù)數(shù)據(jù)（持久性）；
在數(shù)據(jù)庫中，這兩種日志經(jīng)常都是一起工作的，我們可以將它們整體看做一條事務(wù)日志，其中包含了事務(wù)的 ID、修改的行元素以及修改前后的值。
一條事務(wù)日志同時(shí)包含了修改前后的值，能夠非常簡單的進(jìn)行回滾和重做兩種操作，在這里我們也不會(huì)對重做和回滾日志展開進(jìn)行介紹，可能會(huì)在之后的文章談一談數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的恢復(fù)機(jī)制時(shí)提到兩種日志的使用。
隔離性
其實(shí)作者在之前的文章 『淺入淺出』MySQL 和 InnoDB 就已經(jīng)介紹過數(shù)據(jù)庫事務(wù)的隔離性，不過為了保證文章的獨(dú)立性和完整性，我們還會(huì)對事務(wù)的隔離性進(jìn)行介紹，介紹的內(nèi)容可能稍微有所不同。
事務(wù)的隔離性是數(shù)據(jù)庫處理數(shù)據(jù)的幾大基礎(chǔ)之一，如果沒有數(shù)據(jù)庫的事務(wù)之間沒有隔離性，就會(huì)發(fā)生在 并行事務(wù)的原子性 一節(jié)中提到的級聯(lián)回滾等問題，造成性能上的巨大損失。如果所有的事務(wù)的執(zhí)行順序都是線性的，那么對于事務(wù)的管理容易得多，但是允許事務(wù)的并行執(zhí)行卻能能夠提升吞吐量和資源利用率，并且可以減少每個(gè)事務(wù)的等待時(shí)間。
當(dāng)多個(gè)事務(wù)同時(shí)并發(fā)執(zhí)行時(shí)，事務(wù)的隔離性可能就會(huì)被違反，雖然單個(gè)事務(wù)的執(zhí)行可能沒有任何錯(cuò)誤，但是從總體來看就會(huì)造成數(shù)據(jù)庫的一致性出現(xiàn)問題，而串行雖然能夠允許開發(fā)者忽略并行造成的影響，能夠很好地維護(hù)數(shù)據(jù)庫的一致性，但是卻會(huì)影響事務(wù)執(zhí)行的性能。
事務(wù)的隔離級別
所以說數(shù)據(jù)庫的隔離性和一致性其實(shí)是一個(gè)需要開發(fā)者去權(quán)衡的問題，為數(shù)據(jù)庫提供什么樣的隔離性層級也就決定了數(shù)據(jù)庫的性能以及可以達(dá)到什么樣的一致性；在 SQL 標(biāo)準(zhǔn)中定義了四種數(shù)據(jù)庫的事務(wù)的隔離級別：READ UNCOMMITED、READ COMMITED、REPEATABLE READ 和 SERIALIZABLE；每個(gè)事務(wù)的隔離級別其實(shí)都比上一級多解決了一個(gè)問題：
RAED UNCOMMITED：使用查詢語句不會(huì)加鎖，可能會(huì)讀到未提交的行（Dirty Read）；
READ COMMITED：只對記錄加記錄鎖，而不會(huì)在記錄之間加間隙鎖，所以允許新的記錄插入到被鎖定記錄的附近，所以再多次使用查詢語句時(shí)，可能得到不同的結(jié)果（Non-Repeatable Read）；
REPEATABLE READ：多次讀取同一范圍的數(shù)據(jù)會(huì)返回第一次查詢的快照，不會(huì)返回不同的數(shù)據(jù)行，但是可能發(fā)生幻讀（Phantom Read）；
SERIALIZABLE：InnoDB 隱式地將全部的查詢語句加上共享鎖，解決了幻讀的問題；
以上的所有的事務(wù)隔離級別都不允許臟寫入（Dirty Write），也就是當(dāng)前事務(wù)更新了另一個(gè)事務(wù)已經(jīng)更新但是還未提交的數(shù)據(jù)，大部分的數(shù)據(jù)庫中都使用了 READ COMMITED 作為默認(rèn)的事務(wù)隔離級別，但是 MySQL 使用了 REPEATABLE READ 作為默認(rèn)配置；從 RAED UNCOMMITED 到 SERIALIZABLE，隨著事務(wù)隔離級別變得越來越嚴(yán)格，數(shù)據(jù)庫對于并發(fā)執(zhí)行事務(wù)的性能也逐漸下降。
對于數(shù)據(jù)庫的使用者，從理論上說，并不需要知道事務(wù)的隔離級別是如何實(shí)現(xiàn)的，我們只需要知道這個(gè)隔離級別解決了什么樣的問題，但是不同數(shù)據(jù)庫對于不同隔離級別的是實(shí)現(xiàn)細(xì)節(jié)在很多時(shí)候都會(huì)讓我們遇到意料之外的坑。
如果讀者不了解臟讀、不可重復(fù)讀和幻讀究竟是什么，可以閱讀之前的文章 『淺入淺出』MySQL 和 InnoDB，在這里我們僅放一張圖來展示各個(gè)隔離層級對這幾個(gè)問題的解決情況。
隔離級別的實(shí)現(xiàn)
數(shù)據(jù)庫對于隔離級別的實(shí)現(xiàn)就是使用并發(fā)控制機(jī)制對在同一時(shí)間執(zhí)行的事務(wù)進(jìn)行控制，限制不同的事務(wù)對于同一資源的訪問和更新，而最重要也最常見的并發(fā)控制機(jī)制，在這里我們將簡單介紹三種最重要的并發(fā)控制器機(jī)制的工作原理。
鎖
鎖是一種最為常見的并發(fā)控制機(jī)制，在一個(gè)事務(wù)中，我們并不會(huì)將整個(gè)數(shù)據(jù)庫都加鎖，而是只會(huì)鎖住那些需要訪問的數(shù)據(jù)項(xiàng)， MySQL 和常見數(shù)據(jù)庫中的鎖都分為兩種，共享鎖（Shared）和互斥鎖（Exclusive），前者也叫讀鎖，后者叫寫鎖。
讀鎖保證了讀操作可以并發(fā)執(zhí)行，相互不會(huì)影響，而寫鎖保證了在更新數(shù)據(jù)庫數(shù)據(jù)時(shí)不會(huì)有其他的事務(wù)訪問或者更改同一條記錄造成不可預(yù)知的問題。
時(shí)間戳
除了鎖，另一種實(shí)現(xiàn)事務(wù)的隔離性的方式就是通過時(shí)間戳，使用這種方式實(shí)現(xiàn)事務(wù)的數(shù)據(jù)庫，例如 PostgreSQL 會(huì)為每一條記錄保留兩個(gè)字段；讀時(shí)間戳中報(bào)錯(cuò)了所有訪問該記錄的事務(wù)中的最大時(shí)間戳，而記錄行的寫時(shí)間戳中保存了將記錄改到當(dāng)前值的事務(wù)的時(shí)間戳。
使用時(shí)間戳實(shí)現(xiàn)事務(wù)的隔離性時(shí)，往往都會(huì)使用樂觀鎖，先對數(shù)據(jù)進(jìn)行修改，在寫回時(shí)再去判斷當(dāng)前值，也就是時(shí)間戳是否改變過，如果沒有改變過，就寫入，否則，生成一個(gè)新的時(shí)間戳并再次更新數(shù)據(jù)，樂觀鎖其實(shí)并不是真正的鎖機(jī)制，它只是一種思想，在這里并不會(huì)對它進(jìn)行展開介紹。
多版本和快照隔離
通過維護(hù)多個(gè)版本的數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)庫可以允許事務(wù)在數(shù)據(jù)被其他事務(wù)更新時(shí)對舊版本的數(shù)據(jù)進(jìn)行讀取，很多數(shù)據(jù)庫都對這一機(jī)制進(jìn)行了實(shí)現(xiàn)；因?yàn)樗械淖x操作不再需要等待寫鎖的釋放，所以能夠顯著地提升讀的性能，MySQL 和 PostgreSQL 都對這一機(jī)制進(jìn)行自己的實(shí)現(xiàn)，也就是 MVCC，雖然各自實(shí)現(xiàn)的方式有所不同，MySQL 就通過文章中提到的回滾日志實(shí)現(xiàn)了 MVCC，保證事務(wù)并行執(zhí)行時(shí)能夠不等待互斥鎖的釋放直接獲取數(shù)據(jù)。
隔離性與原子性
在這里就需要簡單提一下在在原子性一節(jié)中遇到的級聯(lián)回滾等問題了，如果一個(gè)事務(wù)對數(shù)據(jù)進(jìn)行了寫入，這時(shí)就會(huì)獲取一個(gè)互斥鎖，其他的事務(wù)就想要獲得改行數(shù)據(jù)的讀鎖就必須等待寫鎖的釋放，自然就不會(huì)發(fā)生級聯(lián)回滾等問題了。
不過在大多數(shù)的數(shù)據(jù)庫，比如 MySQL 中都使用了 MVCC 等特性，也就是正常的讀方法是不需要獲取鎖的，在想要對讀取的數(shù)據(jù)進(jìn)行更新時(shí)需要使用 SELECT ... FOR UPDATE 嘗試獲取對應(yīng)行的互斥鎖，以保證不同事務(wù)可以正常工作。
一致性
作者認(rèn)為數(shù)據(jù)庫的一致性是一個(gè)非常讓人迷惑的概念，原因是數(shù)據(jù)庫領(lǐng)域其實(shí)包含兩個(gè)一致性，一個(gè)是 ACID 中的一致性、另一個(gè)是 CAP 定義中的一致性。
這兩個(gè)數(shù)據(jù)庫的一致性說的完全不是一個(gè)事情，很多很多人都對這兩者的概念有非常深的誤解，當(dāng)我們在討論數(shù)據(jù)庫的一致性時(shí)，一定要清楚上下文的語義是什么，盡量明確的問出我們要討論的到底是 ACID 中的一致性還是 CAP 中的一致性。
ACID
數(shù)據(jù)庫對于 ACID 中的一致性的定義是這樣的：如果一個(gè)事務(wù)原子地在一個(gè)一致地?cái)?shù)據(jù)庫中獨(dú)立運(yùn)行，那么在它執(zhí)行之后，數(shù)據(jù)庫的狀態(tài)一定是一致的。對于這個(gè)概念，它的第一層意思就是對于數(shù)據(jù)完整性的約束，包括主鍵約束、引用約束以及一些約束檢查等等，在事務(wù)的執(zhí)行的前后以及過程中不會(huì)違背對數(shù)據(jù)完整性的約束，所有對數(shù)據(jù)庫寫入的操作都應(yīng)該是合法的，并不能產(chǎn)生不合法的數(shù)據(jù)狀態(tài)。
A transaction must preserve database consistency - if a transaction is run atomically in isolation starting from a consistent database, the database must again be consistent at the end of the transaction.
我們可以將事務(wù)理解成一個(gè)函數(shù)，它接受一個(gè)外界的 SQL 輸入和一個(gè)一致的數(shù)據(jù)庫，它一定會(huì)返回一個(gè)一致的數(shù)據(jù)庫。
而第二層意思其實(shí)是指邏輯上的對于開發(fā)者的要求，我們要在代碼中寫出正確的事務(wù)邏輯，比如銀行轉(zhuǎn)賬，事務(wù)中的邏輯不可能只扣錢或者只加錢，這是應(yīng)用層面上對于數(shù)據(jù)庫一致性的要求。
Ensuring consistency for an individual transaction is the responsibility of the application programmer who codes the transaction. - Database System Concepts
數(shù)據(jù)庫 ACID 中的一致性對事務(wù)的要求不止包含對數(shù)據(jù)完整性以及合法性的檢查，還包含應(yīng)用層面邏輯的正確。
CAP 定理中的數(shù)據(jù)一致性，其實(shí)是說分布式系統(tǒng)中的各個(gè)節(jié)點(diǎn)中對于同一數(shù)據(jù)的拷貝有著相同的值；而 ACID 中的一致性是指數(shù)據(jù)庫的規(guī)則，如果 schema 中規(guī)定了一個(gè)值必須是唯一的，那么一致的系統(tǒng)必須確保在所有的操作中，該值都是唯一的，由此來看 CAP 和 ACID 對于一致性的定義有著根本性的區(qū)別。
總結(jié)
事務(wù)的 ACID 四大基本特性是保證數(shù)據(jù)庫能夠運(yùn)行的基石，但是完全保證數(shù)據(jù)庫的 ACID，尤其是隔離性會(huì)對性能有比較大影響，在實(shí)際的使用中我們也會(huì)根據(jù)業(yè)務(wù)的需求對隔離性進(jìn)行調(diào)整，除了隔離性，數(shù)據(jù)庫的原子性和持久性相信都是比較好理解的特性，前者保證數(shù)據(jù)庫的事務(wù)要么全部執(zhí)行、要么全部不執(zhí)行，后者保證了對數(shù)據(jù)庫的寫入都是持久存儲(chǔ)的、非易失的，而一致性不僅是數(shù)據(jù)庫對本身數(shù)據(jù)的完整性的要求，同時(shí)也對開發(fā)者提出了要求 - 寫出邏輯正確并且合理的事務(wù)。
最后，也是最重要的，當(dāng)別人在將一致性的時(shí)候，一定要搞清楚他的上下文，如果對文章的內(nèi)容有疑問，可以在評論中留言。
淺談數(shù)據(jù)庫并發(fā)控制 - 鎖和 MVCC
轉(zhuǎn)自https://draveness.me/database-concurrency-control
在學(xué)習(xí)幾年編程之后，你會(huì)發(fā)現(xiàn)所有的問題都沒有簡單、快捷的解決方案，很多問題都需要權(quán)衡和妥協(xié)，而本文介紹的就是數(shù)據(jù)庫在并發(fā)性能和可串行化之間做的權(quán)衡和妥協(xié) - 并發(fā)控制機(jī)制。
如果數(shù)據(jù)庫中的所有事務(wù)都是串行執(zhí)行的，那么它非常容易成為整個(gè)應(yīng)用的性能瓶頸，雖然說沒法水平擴(kuò)展的節(jié)點(diǎn)在最后都會(huì)成為瓶頸，但是串行執(zhí)行事務(wù)的數(shù)據(jù)庫會(huì)加速這一過程；而并發(fā)（Concurrency）使一切事情的發(fā)生都有了可能，它能夠解決一定的性能問題，但是它會(huì)帶來更多詭異的錯(cuò)誤。
引入了并發(fā)事務(wù)之后，如果不對事務(wù)的執(zhí)行進(jìn)行控制就會(huì)出現(xiàn)各種各樣的問題，你可能沒有享受到并發(fā)帶來的性能提升就已經(jīng)被各種奇怪的問題折磨的欲仙欲死了。
概述
如何控制并發(fā)是數(shù)據(jù)庫領(lǐng)域中非常重要的問題之一，不過到今天為止事務(wù)并發(fā)的控制已經(jīng)有了很多成熟的解決方案，而這些方案的原理就是這篇文章想要介紹的內(nèi)容，文章中會(huì)介紹最為常見的三種并發(fā)控制機(jī)制：
分別是悲觀并發(fā)控制、樂觀并發(fā)控制和多版本并發(fā)控制，其中悲觀并發(fā)控制其實(shí)是最常見的并發(fā)控制機(jī)制，也就是鎖；而樂觀并發(fā)控制其實(shí)也有另一個(gè)名字：樂觀鎖，樂觀鎖其實(shí)并不是一種真實(shí)存在的鎖，我們會(huì)在文章后面的部分中具體介紹；最后就是多版本并發(fā)控制（MVCC）了，與前兩者對立的命名不同，MVCC 可以與前兩者中的任意一種機(jī)制結(jié)合使用，以提高數(shù)據(jù)庫的讀性能。
既然這篇文章介紹了不同的并發(fā)控制機(jī)制，那么一定會(huì)涉及到不同事務(wù)的并發(fā)，我們會(huì)通過示意圖的方式分析各種機(jī)制是如何工作的。
悲觀并發(fā)控制
控制不同的事務(wù)對同一份數(shù)據(jù)的獲取是保證數(shù)據(jù)庫的一致性的最根本方法，如果我們能夠讓事務(wù)在同一時(shí)間對同一資源有著獨(dú)占的能力，那么就可以保證操作同一資源的不同事務(wù)不會(huì)相互影響。
最簡單的、應(yīng)用最廣的方法就是使用鎖來解決，當(dāng)事務(wù)需要對資源進(jìn)行操作時(shí)需要先獲得資源對應(yīng)的鎖，保證其他事務(wù)不會(huì)訪問該資源后，在對資源進(jìn)行各種操作；在悲觀并發(fā)控制中，數(shù)據(jù)庫程序?qū)τ跀?shù)據(jù)被修改持悲觀的態(tài)度，在數(shù)據(jù)處理的過程中都會(huì)被鎖定，以此來解決競爭的問題。
讀寫鎖
為了最大化數(shù)據(jù)庫事務(wù)的并發(fā)能力，數(shù)據(jù)庫中的鎖被設(shè)計(jì)為兩種模式，分別是共享鎖和互斥鎖。當(dāng)一個(gè)事務(wù)獲得共享鎖之后，它只可以進(jìn)行讀操作，所以共享鎖也叫讀鎖；而當(dāng)一個(gè)事務(wù)獲得一行數(shù)據(jù)的互斥鎖時(shí)，就可以對該行數(shù)據(jù)進(jìn)行讀和寫操作，所以互斥鎖也叫寫鎖。
共享鎖和互斥鎖除了限制事務(wù)能夠執(zhí)行的讀寫操作之外，它們之間還有『共享』和『互斥』的關(guān)系，也就是多個(gè)事務(wù)可以同時(shí)獲得某一行數(shù)據(jù)的共享鎖，但是互斥鎖與共享鎖和其他的互斥鎖并不兼容，我們可以很自然地理解這么設(shè)計(jì)的原因：多個(gè)事務(wù)同時(shí)寫入同一數(shù)據(jù)難免會(huì)發(fā)生各種詭異的問題。
如果當(dāng)前事務(wù)沒有辦法獲取該行數(shù)據(jù)對應(yīng)的鎖時(shí)就會(huì)陷入等待的狀態(tài)，直到其他事務(wù)將當(dāng)前數(shù)據(jù)對應(yīng)的鎖釋放才可以獲得鎖并執(zhí)行相應(yīng)的操作。
兩階段鎖協(xié)議
兩階段鎖協(xié)議（2PL）是一種能夠保證事務(wù)可串行化的協(xié)議，它將事務(wù)的獲取鎖和釋放鎖劃分成了增長（Growing）和縮減（Shrinking）兩個(gè)不同的階段。
在增長階段，一個(gè)事務(wù)可以獲得鎖但是不能釋放鎖；而在縮減階段事務(wù)只可以釋放鎖，并不能獲得新的鎖，如果只看 2PL 的定義，那么到這里就已經(jīng)介紹完了，但是它還有兩個(gè)變種：
Strict 2PL：事務(wù)持有的互斥鎖必須在提交后再釋放；
Rigorous 2PL：事務(wù)持有的所有鎖必須在提交后釋放；
雖然鎖的使用能夠?yàn)槲覀兘鉀Q不同事務(wù)之間由于并發(fā)執(zhí)行造成的問題，但是兩階段鎖的使用卻引入了另一個(gè)嚴(yán)重的問題，死鎖；不同的事務(wù)等待對方已經(jīng)鎖定的資源就會(huì)造成死鎖，我們在這里舉一個(gè)簡單的例子：
兩個(gè)事務(wù)在剛開始時(shí)分別獲取了 draven 和 beacon 資源面的鎖，然后再請求對方已經(jīng)獲得的鎖時(shí)就會(huì)發(fā)生死鎖，雙方都沒有辦法等到鎖的釋放，如果沒有死鎖的處理機(jī)制就會(huì)無限等待下去，兩個(gè)事務(wù)都沒有辦法完成。
死鎖的處理
死鎖在多線程編程中是經(jīng)常遇到的事情，一旦涉及多個(gè)線程對資源進(jìn)行爭奪就需要考慮當(dāng)前的幾個(gè)線程或者事務(wù)是否會(huì)造成死鎖；解決死鎖大體來看有兩種辦法，一種是從源頭杜絕死鎖的產(chǎn)生和出現(xiàn)，另一種是允許系統(tǒng)進(jìn)入死鎖的狀態(tài)，但是在系統(tǒng)出現(xiàn)死鎖時(shí)能夠及時(shí)發(fā)現(xiàn)并且進(jìn)行恢復(fù)。
預(yù)防死鎖
有兩種方式可以幫助我們預(yù)防死鎖的出現(xiàn)，一種是保證事務(wù)之間的等待不會(huì)出現(xiàn)環(huán)，也就是事務(wù)之間的等待圖應(yīng)該是一張有向無環(huán)圖，沒有循環(huán)等待的情況或者保證一個(gè)事務(wù)中想要獲得的所有資源都在事務(wù)開始時(shí)以原子的方式被鎖定，所有的資源要么被鎖定要么都不被鎖定。
但是這種方式有兩個(gè)問題，在事務(wù)一開始時(shí)很難判斷哪些資源是需要鎖定的，同時(shí)因?yàn)橐恍┖芡聿艜?huì)用到的數(shù)據(jù)被提前鎖定，數(shù)據(jù)的利用率與事務(wù)的并發(fā)率也非常的低。一種解決的辦法就是按照一定的順序?yàn)樗械臄?shù)據(jù)行加鎖，同時(shí)與 2PL 協(xié)議結(jié)合，在加鎖階段保證所有的數(shù)據(jù)行都是從小到大依次進(jìn)行加鎖的，不過這種方式依然需要事務(wù)提前知道將要加鎖的數(shù)據(jù)集。
另一種預(yù)防死鎖的方法就是使用搶占加事務(wù)回滾的方式預(yù)防死鎖，當(dāng)事務(wù)開始執(zhí)行時(shí)會(huì)先獲得一個(gè)時(shí)間戳，數(shù)據(jù)庫程序會(huì)根據(jù)事務(wù)的時(shí)間戳決定事務(wù)應(yīng)該等待還是回滾，在這時(shí)也有兩種機(jī)制供我們選擇，一種是 wait-die 機(jī)制：
當(dāng)執(zhí)行事務(wù)的時(shí)間戳小于另一事務(wù)時(shí)，即事務(wù) A 先于 B 開始，那么它就會(huì)等待另一個(gè)事務(wù)釋放對應(yīng)資源的鎖，否則就會(huì)保持當(dāng)前的時(shí)間戳并回滾。
另一種機(jī)制叫做 wound-wait，這是一種搶占的解決方案，它和 wait-die 機(jī)制的結(jié)果完全相反，當(dāng)前事務(wù)如果先于另一事務(wù)執(zhí)行并請求了另一事務(wù)的資源，那么另一事務(wù)會(huì)立刻回滾，將資源讓給先執(zhí)行的事務(wù)，否則就會(huì)等待其他事務(wù)釋放資源：
兩種方法都會(huì)造成不必要的事務(wù)回滾，由此會(huì)帶來一定的性能損失，更簡單的解決死鎖的方式就是使用超時(shí)時(shí)間，但是超時(shí)時(shí)間的設(shè)定是需要仔細(xì)考慮的，否則會(huì)造成耗時(shí)較長的事務(wù)無法正常執(zhí)行，或者無法及時(shí)發(fā)現(xiàn)需要解決的死鎖，所以它的使用還是有一定的局限性。
死鎖檢測和恢復(fù)
如果數(shù)據(jù)庫程序無法通過協(xié)議從原理上保證死鎖不會(huì)發(fā)生，那么就需要在死鎖發(fā)生時(shí)及時(shí)檢測到并從死鎖狀態(tài)恢復(fù)到正常狀態(tài)保證數(shù)據(jù)庫程序可以正常工作。在使用檢測和恢復(fù)的方式解決死鎖時(shí)，數(shù)據(jù)庫程序需要維護(hù)數(shù)據(jù)和事務(wù)之間的引用信息，同時(shí)也需要提供一個(gè)用于判斷當(dāng)前數(shù)據(jù)庫是否進(jìn)入死鎖狀態(tài)的算法，最后需要在死鎖發(fā)生時(shí)提供合適的策略及時(shí)恢復(fù)。
在上一節(jié)中我們其實(shí)提到死鎖的檢測可以通過一個(gè)有向的等待圖來進(jìn)行判斷，如果一個(gè)事務(wù)依賴于另一個(gè)事務(wù)正在處理的數(shù)據(jù)，那么當(dāng)前事務(wù)就會(huì)等待另一個(gè)事務(wù)的結(jié)束，這也就是整個(gè)等待圖中的一條邊：
如上圖所示，如果在這個(gè)有向圖中出現(xiàn)了環(huán)，就說明當(dāng)前數(shù)據(jù)庫進(jìn)入了死鎖的狀態(tài) TransB -> TransE -> TransF -> TransD -> TransB，在這時(shí)就需要死鎖恢復(fù)機(jī)制接入了。
如何從死鎖中恢復(fù)其實(shí)非常簡單，最常見的解決辦法就是選擇整個(gè)環(huán)中一個(gè)事務(wù)進(jìn)行回滾，以打破整個(gè)等待圖中的環(huán)，在整個(gè)恢復(fù)的過程中有三個(gè)事情需要考慮：
每次出現(xiàn)死鎖時(shí)其實(shí)都會(huì)有多個(gè)事務(wù)被波及，而選擇其中哪一個(gè)任務(wù)進(jìn)行回滾是必須要做的事情，在選擇犧牲品（Victim）時(shí)的黃金原則就是最小化代價(jià)，所以我們需要綜合考慮事務(wù)已經(jīng)計(jì)算的時(shí)間、使用的數(shù)據(jù)行以及涉及的事務(wù)等因素；當(dāng)我們選擇了犧牲品之后就可以開始回滾了，回滾其實(shí)有兩種選擇一種是全部回滾，另一種是部分回滾，部分回滾會(huì)回滾到事務(wù)之前的一個(gè)檢查點(diǎn)上，如果沒有檢查點(diǎn)那自然沒有辦法進(jìn)行部分回滾。
在死鎖恢復(fù)的過程中，其實(shí)還可能出現(xiàn)某些任務(wù)在多次死鎖時(shí)都被選擇成為犧牲品，一直都不會(huì)成功執(zhí)行，造成饑餓（Starvation），我們需要保證事務(wù)會(huì)在有窮的時(shí)間內(nèi)執(zhí)行，所以要在選擇犧牲品時(shí)將時(shí)間戳加入考慮的范圍。
鎖的粒度
到目前為止我們都沒有對不同粒度的鎖進(jìn)行討論，一直以來我們都討論的都是數(shù)據(jù)行鎖，但是在有些時(shí)候我們希望將多個(gè)節(jié)點(diǎn)看做一個(gè)數(shù)據(jù)單元，使用鎖直接將這個(gè)數(shù)據(jù)單元、表甚至數(shù)據(jù)庫鎖定起來。這個(gè)目標(biāo)的實(shí)現(xiàn)需要我們在數(shù)據(jù)庫中定義不同粒度的鎖：
當(dāng)我們擁有了不同粒度的鎖之后，如果某個(gè)事務(wù)想要鎖定整個(gè)數(shù)據(jù)庫或者整張表時(shí)只需要簡單的鎖住對應(yīng)的節(jié)點(diǎn)就會(huì)在當(dāng)前節(jié)點(diǎn)加上顯示（explicit）鎖，在所有的子節(jié)點(diǎn)上加隱式（implicit）鎖；雖然這種不同粒度的鎖能夠解決父節(jié)點(diǎn)被加鎖時(shí)，子節(jié)點(diǎn)不能被加鎖的問題，但是我們沒有辦法在子節(jié)點(diǎn)被加鎖時(shí)，立刻確定父節(jié)點(diǎn)不能被加鎖。
在這時(shí)我們就需要引入意向鎖來解決這個(gè)問題了，當(dāng)需要給子節(jié)點(diǎn)加鎖時(shí)，先給所有的父節(jié)點(diǎn)加對應(yīng)的意向鎖，意向鎖之間是完全不會(huì)互斥的，只是用來幫助父節(jié)點(diǎn)快速判斷是否可以對該節(jié)點(diǎn)進(jìn)行加鎖：
這里是一張引入了兩種意向鎖，意向共享鎖和意向互斥鎖之后所有的鎖之間的兼容關(guān)系；到這里，我們通過不同粒度的鎖和意向鎖加快了數(shù)據(jù)庫的吞吐量。
樂觀并發(fā)控制
除了悲觀并發(fā)控制機(jī)制 - 鎖之外，我們其實(shí)還有其他的并發(fā)控制機(jī)制，樂觀并發(fā)控制（Optimistic Concurrency Control）。樂觀并發(fā)控制也叫樂觀鎖，但是它并不是真正的鎖，很多人都會(huì)誤以為樂觀鎖是一種真正的鎖，然而它只是一種并發(fā)控制的思想。
在這一節(jié)中，我們將會(huì)先介紹基于時(shí)間戳的并發(fā)控制機(jī)制，然后在這個(gè)協(xié)議的基礎(chǔ)上進(jìn)行擴(kuò)展，實(shí)現(xiàn)樂觀的并發(fā)控制機(jī)制。
基于時(shí)間戳的協(xié)議
鎖協(xié)議按照不同事務(wù)對同一數(shù)據(jù)項(xiàng)請求的時(shí)間依次執(zhí)行，因?yàn)楹竺鎴?zhí)行的事務(wù)想要獲取的數(shù)據(jù)已將被前面的事務(wù)加鎖，只能等待鎖的釋放，所以基于鎖的協(xié)議執(zhí)行事務(wù)的順序與獲得鎖的順序有關(guān)。在這里想要介紹的基于時(shí)間戳的協(xié)議能夠在事務(wù)執(zhí)行之前先決定事務(wù)的執(zhí)行順序。
每一個(gè)事務(wù)都會(huì)具有一個(gè)全局唯一的時(shí)間戳，它即可以使用系統(tǒng)的時(shí)鐘時(shí)間，也可以使用計(jì)數(shù)器，只要能夠保證所有的時(shí)間戳都是唯一并且是隨時(shí)間遞增的就可以。
基于時(shí)間戳的協(xié)議能夠保證事務(wù)并行執(zhí)行的順序與事務(wù)按照時(shí)間戳串行執(zhí)行的效果完全相同；每一個(gè)數(shù)據(jù)項(xiàng)都有兩個(gè)時(shí)間戳，讀時(shí)間戳和寫時(shí)間戳，分別代表了當(dāng)前成功執(zhí)行對應(yīng)操作的事務(wù)的時(shí)間戳。
該協(xié)議能夠保證所有沖突的讀寫操作都能按照時(shí)間戳的大小串行執(zhí)行，在執(zhí)行對應(yīng)的操作時(shí)不需要關(guān)注其他的事務(wù)只需要關(guān)心數(shù)據(jù)項(xiàng)對應(yīng)時(shí)間戳的值就可以了：
無論是讀操作還是寫操作都會(huì)從左到右依次比較讀寫時(shí)間戳的值，如果小于當(dāng)前值就會(huì)直接被拒絕然后回滾，數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)會(huì)給回滾的事務(wù)添加一個(gè)新的時(shí)間戳并重新執(zhí)行這個(gè)事務(wù)。
基于驗(yàn)證的協(xié)議
樂觀并發(fā)控制其實(shí)本質(zhì)上就是基于驗(yàn)證的協(xié)議，因?yàn)樵诙鄶?shù)的應(yīng)用中只讀的事務(wù)占了絕大多數(shù)，事務(wù)之間因?yàn)閷懖僮髟斐蓻_突的可能非常小，也就是說大多數(shù)的事務(wù)在不需要并發(fā)控制機(jī)制也能運(yùn)行的非常好，也可以保證數(shù)據(jù)庫的一致性；而并發(fā)控制機(jī)制其實(shí)向整個(gè)數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)添加了很多的開銷，我們其實(shí)可以通過別的策略降低這部分開銷。
而驗(yàn)證協(xié)議就是我們找到的解決辦法，它根據(jù)事務(wù)的只讀或者更新將所有事務(wù)的執(zhí)行分為兩到三個(gè)階段：
在讀階段，數(shù)據(jù)庫會(huì)執(zhí)行事務(wù)中的全部讀操作和寫操作，并將所有寫后的值存入臨時(shí)變量中，并不會(huì)真正更新數(shù)據(jù)庫中的內(nèi)容；在這時(shí)候會(huì)進(jìn)入下一個(gè)階段，數(shù)據(jù)庫程序會(huì)檢查當(dāng)前的改動(dòng)是否合法，也就是是否有其他事務(wù)在 RAED PHASE 期間更新了數(shù)據(jù)，如果通過測試那么直接就進(jìn)入 WRITE PHASE 將所有存在臨時(shí)變量中的改動(dòng)全部寫入數(shù)據(jù)庫，沒有通過測試的事務(wù)會(huì)直接被終止。
為了保證樂觀并發(fā)控制能夠正常運(yùn)行，我們需要知道一個(gè)事務(wù)不同階段的發(fā)生時(shí)間，包括事務(wù)開始時(shí)間、驗(yàn)證階段的開始時(shí)間以及寫階段的結(jié)束時(shí)間；通過這三個(gè)時(shí)間戳，我們可以保證任意沖突的事務(wù)不會(huì)同時(shí)寫入數(shù)據(jù)庫，一旦由一個(gè)事務(wù)完成了驗(yàn)證階段就會(huì)立即寫入，其他讀取了相同數(shù)據(jù)的事務(wù)就會(huì)回滾重新執(zhí)行。
作為樂觀的并發(fā)控制機(jī)制，它會(huì)假定所有的事務(wù)在最終都會(huì)通過驗(yàn)證階段并且執(zhí)行成功，而鎖機(jī)制和基于時(shí)間戳排序的協(xié)議是悲觀的，因?yàn)樗鼈儠?huì)在發(fā)生沖突時(shí)強(qiáng)制事務(wù)進(jìn)行等待或者回滾，哪怕有不需要鎖也能夠保證事務(wù)之間不會(huì)沖突的可能。
多版本并發(fā)控制
到目前為止我們介紹的并發(fā)控制機(jī)制其實(shí)都是通過延遲或者終止相應(yīng)的事務(wù)來解決事務(wù)之間的競爭條件（Race condition）來保證事務(wù)的可串行化；雖然前面的兩種并發(fā)控制機(jī)制確實(shí)能夠從根本上解決并發(fā)事務(wù)的可串行化的問題，但是在實(shí)際環(huán)境中數(shù)據(jù)庫的事務(wù)大都是只讀的，讀請求是寫請求的很多倍，如果寫請求和讀請求之前沒有并發(fā)控制機(jī)制，那么最壞的情況也是讀請求讀到了已經(jīng)寫入的數(shù)據(jù)，這對很多應(yīng)用完全是可以接受的。
在這種大前提下，數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)引入了另一種并發(fā)控制機(jī)制 - 多版本并發(fā)控制（Multiversion Concurrency Control），每一個(gè)寫操作都會(huì)創(chuàng)建一個(gè)新版本的數(shù)據(jù)，讀操作會(huì)從有限多個(gè)版本的數(shù)據(jù)中挑選一個(gè)最合適的結(jié)果直接返回；在這時(shí)，讀寫操作之間的沖突就不再需要被關(guān)注，而管理和快速挑選數(shù)據(jù)的版本就成了 MVCC 需要解決的主要問題。
MVCC 并不是一個(gè)與樂觀和悲觀并發(fā)控制對立的東西，它能夠與兩者很好的結(jié)合以增加事務(wù)的并發(fā)量，在目前最流行的 SQL 數(shù)據(jù)庫 MySQL 和 PostgreSQL 中都對 MVCC 進(jìn)行了實(shí)現(xiàn)；但是由于它們分別實(shí)現(xiàn)了悲觀鎖和樂觀鎖，所以 MVCC 實(shí)現(xiàn)的方式也不同。
MySQL 與 MVCC
MySQL 中實(shí)現(xiàn)的多版本兩階段鎖協(xié)議（Multiversion 2PL）將 MVCC 和 2PL 的優(yōu)點(diǎn)結(jié)合了起來，每一個(gè)版本的數(shù)據(jù)行都具有一個(gè)唯一的時(shí)間戳，當(dāng)有讀事務(wù)請求時(shí)，數(shù)據(jù)庫程序會(huì)直接從多個(gè)版本的數(shù)據(jù)項(xiàng)中具有最大時(shí)間戳的返回。
更新操作就稍微有些復(fù)雜了，事務(wù)會(huì)先讀取最新版本的數(shù)據(jù)計(jì)算出數(shù)據(jù)更新后的結(jié)果，然后創(chuàng)建一個(gè)新版本的數(shù)據(jù)，新數(shù)據(jù)的時(shí)間戳是目前數(shù)據(jù)行的最大版本 ＋1：
數(shù)據(jù)版本的刪除也是根據(jù)時(shí)間戳來選擇的，MySQL 會(huì)將版本最低的數(shù)據(jù)定時(shí)從數(shù)據(jù)庫中清除以保證不會(huì)出現(xiàn)大量的遺留內(nèi)容。
PostgreSQL 與 MVCC
與 MySQL 中使用悲觀并發(fā)控制不同，PostgreSQL 中都是使用樂觀并發(fā)控制的，這也就導(dǎo)致了 MVCC 在于樂觀鎖結(jié)合時(shí)的實(shí)現(xiàn)上有一些不同，最終實(shí)現(xiàn)的叫做多版本時(shí)間戳排序協(xié)議（Multiversion Timestamp Ordering），在這個(gè)協(xié)議中，所有的的事務(wù)在執(zhí)行之前都會(huì)被分配一個(gè)唯一的時(shí)間戳，每一個(gè)數(shù)據(jù)項(xiàng)都有讀寫兩個(gè)時(shí)間戳：
當(dāng) PostgreSQL 的事務(wù)發(fā)出了一個(gè)讀請求，數(shù)據(jù)庫直接將最新版本的數(shù)據(jù)返回，不會(huì)被任何操作阻塞，而寫操作在執(zhí)行時(shí)，事務(wù)的時(shí)間戳一定要大或者等于數(shù)據(jù)行的讀時(shí)間戳，否則就會(huì)被回滾。
這種 MVCC 的實(shí)現(xiàn)保證了讀事務(wù)永遠(yuǎn)都不會(huì)失敗并且不需要等待鎖的釋放，對于讀請求遠(yuǎn)遠(yuǎn)多于寫請求的應(yīng)用程序，樂觀鎖加 MVCC 對數(shù)據(jù)庫的性能有著非常大的提升；雖然這種協(xié)議能夠針對一些實(shí)際情況做出一些明顯的性能提升，但是也會(huì)導(dǎo)致兩個(gè)問題，一個(gè)是每一次讀操作都會(huì)更新讀時(shí)間戳造成兩次的磁盤寫入，第二是事務(wù)之間的沖突是通過回滾解決的，所以如果沖突的可能性非常高或者回滾代價(jià)巨大，數(shù)據(jù)庫的讀寫性能還不如使用傳統(tǒng)的鎖等待方式。
1. MVCC簡介與實(shí)踐
MySQL 在InnoDB引擎下有當(dāng)前讀和快照讀兩種模式。
1 當(dāng)前讀即加鎖讀，讀取記錄的最新版本號，會(huì)加鎖保證其他并發(fā)事物不能修改當(dāng)前記錄，直至釋放鎖。插入/更新/刪除操作默認(rèn)使用當(dāng)前讀，顯示的為select語句加lock in share mode或for update的查詢也采用當(dāng)前讀模式。
2 快照讀：不加鎖，讀取記錄的快照版本，而非最新版本，使用MVCC機(jī)制，最大的好處是讀取不需要加鎖，讀寫不沖突，用于讀操作多于寫操作的應(yīng)用，因此在不顯示加[lock in share mode]/[for update]的select語句，即普通的一條select語句默認(rèn)都是使用快照讀MVCC實(shí)現(xiàn)模式。所以樓主的為了讓大家明白所做的演示操作，既有當(dāng)前讀也有快照讀……
1.1 什么是MVCC
MVCC是一種多版本并發(fā)控制機(jī)制。
1.2 MVCC是為了解決什么問題?
大多數(shù)的MYSQL事務(wù)型存儲(chǔ)引擎,如,InnoDB，F(xiàn)alcon以及PBXT都不使用一種簡單的行鎖機(jī)制.事實(shí)上,他們都和MVCC–多版本并發(fā)控制來一起使用.
大家都應(yīng)該知道,鎖機(jī)制可以控制并發(fā)操作,但是其系統(tǒng)開銷較大,而MVCC可以在大多數(shù)情況下代替行級鎖,使用MVCC,能降低其系統(tǒng)開銷.
1.3 MVCC實(shí)現(xiàn)
MVCC是通過保存數(shù)據(jù)在某個(gè)時(shí)間點(diǎn)的快照來實(shí)現(xiàn)的. 不同存儲(chǔ)引擎的MVCC. 不同存儲(chǔ)引擎的MVCC實(shí)現(xiàn)是不同的,典型的有樂觀并發(fā)控制和悲觀并發(fā)控制.
2.MVCC 具體實(shí)現(xiàn)分析
下面,我們通過InnoDB的MVCC實(shí)現(xiàn)來分析MVCC使怎樣進(jìn)行并發(fā)控制的. InnoDB的MVCC,是通過在每行記錄后面保存兩個(gè)隱藏的列來實(shí)現(xiàn)的,這兩個(gè)列，分別保存了這個(gè)行的創(chuàng)建時(shí)間，一個(gè)保存的是行的刪除時(shí)間。這里存儲(chǔ)的并不是實(shí)際的時(shí)間值,而是系統(tǒng)版本號(可以理解為事務(wù)的ID)，沒開始一個(gè)新的事務(wù)，系統(tǒng)版本號就會(huì)自動(dòng)遞增，事務(wù)開始時(shí)刻的系統(tǒng)版本號會(huì)作為事務(wù)的ID.下面看一下在REPEATABLE READ隔離級別下,MVCC具體是如何操作的.
2.1簡單的小例子
create table yang( id int primary key auto_increment, name varchar(20));
假設(shè)系統(tǒng)的版本號從1開始.
INSERT
InnoDB為新插入的每一行保存當(dāng)前系統(tǒng)版本號作為版本號. 第一個(gè)事務(wù)ID為1；
<pre>start transaction; insert into yang values(NULL,'yang') ; insert into yang values(NULL,'long'); insert into yang values(NULL,'fei'); commit;
</pre>
對應(yīng)在數(shù)據(jù)中的表如下(后面兩列是隱藏列,我們通過查詢語句并看不到)
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | undefined |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
SELECT
InnoDB會(huì)根據(jù)以下兩個(gè)條件檢查每行記錄: a.InnoDB只會(huì)查找版本早于當(dāng)前事務(wù)版本的數(shù)據(jù)行(也就是,行的系統(tǒng)版本號小于或等于事務(wù)的系統(tǒng)版本號)，這樣可以確保事務(wù)讀取的行，要么是在事務(wù)開始前已經(jīng)存在的，要么是事務(wù)自身插入或者修改過的. b.行的刪除版本要么未定義,要么大于當(dāng)前事務(wù)版本號,這可以確保事務(wù)讀取到的行，在事務(wù)開始之前未被刪除. 只有a,b同時(shí)滿足的記錄，才能返回作為查詢結(jié)果.
DELETE
InnoDB會(huì)為刪除的每一行保存當(dāng)前系統(tǒng)的版本號(事務(wù)的ID)作為刪除標(biāo)識. 看下面的具體例子分析: 第二個(gè)事務(wù),ID為2;
<pre>start transaction; select * from yang; //(1) select * from yang; //(2) commit;
</pre>
假設(shè)1
假設(shè)在執(zhí)行這個(gè)事務(wù)ID為2的過程中,剛執(zhí)行到(1),這時(shí),有另一個(gè)事務(wù)ID為3往這個(gè)表里插入了一條數(shù)據(jù); 第三個(gè)事務(wù)ID為3;
<pre>start transaction; insert into yang values(NULL,'tian'); commit;
</pre>
這時(shí)表中的數(shù)據(jù)如下:
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | undefined |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
| 4 | tian | 3 | undefined |
然后接著執(zhí)行事務(wù)2中的(2),由于id=4的數(shù)據(jù)的創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID為3),執(zhí)行當(dāng)前事務(wù)的ID為2,而InnoDB只會(huì)查找事務(wù)ID小于等于當(dāng)前事務(wù)ID的數(shù)據(jù)行,所以id=4的數(shù)據(jù)行并不會(huì)在執(zhí)行事務(wù)2中的(2)被檢索出來,在事務(wù)2中的兩條select 語句檢索出來的數(shù)據(jù)都只會(huì)下表:
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | undefined |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
假設(shè)2
假設(shè)在執(zhí)行這個(gè)事務(wù)ID為2的過程中,剛執(zhí)行到(1),假設(shè)事務(wù)執(zhí)行完事務(wù)3后，接著又執(zhí)行了事務(wù)4; 第四個(gè)事務(wù):
<pre>start transaction; delete from yang where id=1; commit;
</pre>
此時(shí)數(shù)據(jù)庫中的表如下:
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
| 4 | tian | 3 | undefined |
接著執(zhí)行事務(wù)ID為2的事務(wù)(2),根據(jù)SELECT 檢索條件可以知道,它會(huì)檢索創(chuàng)建時(shí)間(創(chuàng)建事務(wù)的ID)小于當(dāng)前事務(wù)ID的行和刪除時(shí)間(刪除事務(wù)的ID)大于當(dāng)前事務(wù)的行,而id=4的行上面已經(jīng)說過,而id=1的行由于刪除時(shí)間(刪除事務(wù)的ID)大于當(dāng)前事務(wù)的ID,所以事務(wù)2的(2)select * from yang也會(huì)把id=1的數(shù)據(jù)檢索出來.所以,事務(wù)2中的兩條select 語句檢索出來的數(shù)據(jù)都如下:
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
UPDATE
InnoDB執(zhí)行UPDATE，實(shí)際上是新插入了一行記錄，并保存其創(chuàng)建時(shí)間為當(dāng)前事務(wù)的ID，同時(shí)保存當(dāng)前事務(wù)ID到要UPDATE的行的刪除時(shí)間.
假設(shè)3
假設(shè)在執(zhí)行完事務(wù)2的(1)后又執(zhí)行,其它用戶執(zhí)行了事務(wù)3,4,這時(shí)，又有一個(gè)用戶對這張表執(zhí)行了UPDATE操作: 第5個(gè)事務(wù):
<pre>start transaction; update yang set name='Long' where id=2; commit;
</pre>
根據(jù)update的更新原則:會(huì)生成新的一行,并在原來要修改的列的刪除時(shí)間列上添加本事務(wù)ID,得到表如下:
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | 5 |
| 3 | fei | 1 | undefined |
| 4 | tian | 3 | undefined |
| 2 | Long | 5 | undefined |
繼續(xù)執(zhí)行事務(wù)2的(2),根據(jù)select 語句的檢索條件,得到下表:
| id | name | 創(chuàng)建時(shí)間(事務(wù)ID) | 刪除時(shí)間(事務(wù)ID) |
|---|---|---|---|
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | 5 |
| 3 | fei | 1 | undefined |
還是和事務(wù)2中(1)select 得到相同的結(jié)果.
