【译文】MySQL InnoDB 事物模型

InnoDB事物模型

　　事物的隔离级别

　　自动提交，提交和回滚

　　一致的非锁定读

　　锁定读

　　在InnoDB事物模型中，目标是为了多版本数据库和传统的俩段锁协议的最佳实践（多版本并发控制）。InnoDB在行级别执行锁行为，并且默认执行数据库查询为非锁定连续读取。

事物的隔离级别：

　　事物隔离是数据库中的一个基础，是ACID中的I原则。事物的隔离级别权衡性能和并发度、可靠性以及可重复可追溯能力的结果。

　　InnoDB提供了四种隔离级别：未提交读-RU，提交读-RC，可重复读-RR，可序列化-S。InnoDB默认是可重复读。

　　InnoDB支持每一个隔离级别，这里描述为不同的锁策略。你可以使用高度一致性协议（RR），此时在关键数据上符合ACID是重要的考虑。也可以降低一致性考虑，使用RC,RU

　　可重复读 - RR

　　　　这是默认的级别。相同事物内一致性读取，是基于第一次读取的快照版本。这意味着如果你在同一个事物中执行多个普通的查询语句，这些查询语句是一致的。

　　　　对于锁定读，select ... lock in share mode 或者 select ... for update 或者update或者delete语句，如何锁定取决与语句是否使用了唯一检索条件检索唯一性索引，或者一个范围检索条件。

　　　　对于唯一条件检索唯一索引，仅锁住检索条件相关的单一索引记录，并不会包括记录之前的gap间隙。

　　　　对于其他检索条件，InnoDB锁住扫描的索引范围，使用gap lock或者next-key lock来阻塞其他并发事物的插入索引间隙范围内。

　　提交读 - RC

　　　　每一个读取操作，甚至是在同一个事物中，都会是数据库中最新的版本。

　　　　对于锁定读，select ... lock in share mode 或者 select ... for update 或者update或者delete语句，InnoDB仅锁住索引记录，不会锁住gap，因此它允许自由的插入新纪录。Gap锁仅在外键约束检查和重复值检查时使用。

　　　　如果你使用RC，你必须使用row-based的binlog，使用RC还有额外的影响：

　　　　　　对于更新和删除语句，InnoDB仅持有更新或者删除的行的锁，不符合的记录锁会在Where条件被解释后释放，这能极大的减少死锁的可能性。

　　　　　　对于更新语句，如果一行已经被锁住，InnoDB执行"半一致性"读，返回最近Mysql提交的版本，以便于Mysql可以决定是否符合update语句的Where条件，如果匹配，Mysql再次读取该行，同时锁住他或者等待锁。

　　举个例子：

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;

　　这个例子中，表t没有索引，因此检索和扫描索引使用隐式的聚簇索引锁记录。

　　假设一个客户端执行如下Update语句：

SET autocommit = 0;
UPDATE t SET b = 5 WHERE b = 3;

　　另外一个客户端在上述语句执行后执行如下语句：

SET autocommit = 0;
UPDATE t SET b = 4 WHERE b = 2;

　　当InnoDB执行每一个Update时，他首先请求获取X锁给每一行，然后决定是否修改他。如果InnoDB不修改该行，就释放锁。否则，InnoDB会持有锁直到事物结束。

　　

　　当使用默认的RR级别时，第一个update获取X锁，并且不会释放任何一个：

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阻塞到获取任意的锁，因为第一个update已经在所有的行锁住，所以第二个update不会执行直到第一个update提交或者回滚。这就是为啥尽量对where子句中出现的字段建立索引的原因。

　　如果是用RC级别，第一个update获取X锁，并且释放那些不符合修改条件的行锁：

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)

　　对于第二update，InnoDB做执行“semi-consistent”读取操作，返回每行的最近提交版本，以便MySQL可以判断是否该行符合Where筛选条件，不符合的行会释放锁。

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

　　未提交读 - RU

　　序列化 - SERIALIZABLE

自动提交，提交和回滚

　　如果AutoCommit被启动，每一条sql语句形成了属于他自己的事物。MySQL启动的时候默认开启会话是启动AutoCommit的。你可以使用begin，start transaction来开启一个事物，使用commit或者rollback来提交一个事物。

　　如果AutoCommit被禁用（SET autocommit = 0），会话总是开启一个事物，一个commit或者rollback执行结束当前会话时会重新开启一个事物。如果AutoCommit被禁用，但在会话没有使用commit提交，MySQL自动回滚rollback。

　　有一些语句会自动的结束事物，例如数据定义语句（创建表，更改表结构）、使用或者修改MySQL自带mysql的数据库、事物控制或者锁语句（lock/unlock tables），加载数据（load data）,管理操作，主从复制控制。

一致性非锁定读

　　一致性读取指：InnoDB使用多版本给query呈现数据库在某一个时间点的一个快照。Query可以感知到在那个时间点之前事物提交的变化，但是感知不到那个时间点之后的事物或者未提交事物做的变化。

　　同一事物俩个Query之间夹着修改语句，后一个Query可以感知。这个规则会导致以下的异常：如果你更新了表的某些行，select感知到了更新的变化，但他同样可以看见其他行的老版本。如果其他会话同时更新相同的表，异常就是意味着你感知到的表的状态可能从来没有出现在数据库中。

　　如果事物隔离级别是RR，相同事物内的所有的一致性读，读取的是第一次读的数据库快照，你的Query可以获取新的快照，通过提交当前的快照同时在之后重新发起一个Query。

　　　　注：相同事物内俩个一致性读取之间夹着一个update，后一个一致性读取会感知到，即上述注明地方会发生。

　　如果事物隔离级别是RC，事物内每一个一致性读都会设置并刷新他自己的快照。

　　一致性读是InnoDB默认的，此时InnoDB使用RC, RR级别。一个一致性读不加任何的锁，在他访问的表上。

　　注：

　　　　数据库状态的快照只用在select上，如果你插入或者修改了数据库的某些行，然后提交了，从另外的会话发起的update或者delete，同样会影响刚刚提交的行，及时会话不能查询到他们。

　　　　如果一个事物更新或者删除了另外一个事物提交的行，这些变化在当前的会话中是可见的。类似如下：

SELECT COUNT(c1) FROM t1 WHERE c1 = 'xyz';
-- Returns 0: no rows match.
DELETE FROM t1 WHERE c1 = 'xyz';
-- Deletes several rows recently committed by other transaction.

SELECT COUNT(c2) FROM t1 WHERE c2 = 'abc';
-- Returns 0: no rows match.
UPDATE t1 SET c2 = 'cba' WHERE c2 = 'abc';
-- Affects 10 rows: another txn just committed 10 rows with 'abc' values.
SELECT COUNT(c2) FROM t1 WHERE c2 = 'cba';
-- Returns 10: this txn can now see the rows it just updated.

　　注：此类现象称为幻读，通常发生在一个事物更新，一个事物插入（删除），更新的时候更新插入的数据，感觉出现了幻觉。

　　如果你想要感知到最新的数据库状态（快照），使用RC级别，或者锁定读。注：在RR级别尽量不要用锁定读，这样会增加死锁概率。未经过

　　在不同的select子句的读类型，INSERT INTO ... SELECT, UPDATE ... (SELECT), and CREATE TABLE ... SELECT不指定FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE:

　　　　默认地，InnoDB使用强壮的锁，并且select部分像RC级别一样执行，此时，每一个一致性读（甚至是在相同的事物中）会设置和读取最新的快照。

　　　　为了在上述情况使用一致读，启用innodb_locks_unsafe_for_binlog（废弃）选项，并且设置事物的隔离级别为RU,RC,RR（启用这个选项会影响gap锁的使用，此时RR和RC很大程度上一致）。这样，就不会在选中的表中的行读取时加锁。

锁定读

　　SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 设置共享锁到所有被读取的行，其他会话可以读取，但不能修改知道事物提交。如果加共享锁的这些行被任何其他事物修改。

　　对于检索遇到的索引记录， SELECT ... FOR UPDATE会锁住索引记录以及关联的索引区间，就像是在这些行上发起一个update请求。