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本文是微信公眾號【Java技術江湖】的《重新學習MySQL資料庫》其中一篇，本文部分內容來源於網路，為了把本文主題講得清晰透徹，也整合了很多我認為不錯的技術部落格內容，引用其中了一些比較好的部落格文章，如有侵權，請聯絡作者。

該系列博文會告訴你如何從入門到進階，從sql基本的使用方法，從MySQL執行引擎再到索引、事務等知識，一步步地學習MySQL相關技術的實現原理，更好地瞭解如何基於這些知識來最佳化sql，減少SQL執行時間，透過執行計劃對SQL效能進行分析，再到MySQL的主從複製、主備部署等內容，以便讓你更完整地瞭解整個MySQL方面的技術體系，形成自己的知識框架。

如果對本系列文章有什麼建議，或者是有什麼疑問的話，也可以關注公眾號【Java技術江湖】聯絡作者，歡迎你參與本系列博文的創作和修訂。

## 『淺入深出』MySQL 中事務的實現

在關係型資料庫中，事務的重要性不言而喻，只要對資料庫稍有了解的人都知道事務具有 ACID 四個基本屬性，而我們不知道的可能就是資料庫是如何實現這四個屬性的；在這篇文章中，我們將對事務的實現進行分析，嘗試理解資料庫是如何實現事務的，當然我們也會在文章中簡單對 MySQL 中對 ACID 的實現進行簡單的介紹。

事務其實就是併發控制的基本單位；相信我們都知道，事務是一個序列操作，其中的操作要麼都執行，要麼都不執行，它是一個不可分割的工作單位；資料庫事務的 ACID 四大特性是事務的基礎，瞭解了 ACID 是如何實現的，我們也就清除了事務的實現，接下來我們將依次介紹資料庫是如何實現這四個特性的。

### 原子性

在學習事務時，經常有人會告訴你，事務就是一系列的操作，要麼全部都執行，要都不執行，這其實就是對事務原子性的刻畫；雖然事務具有原子性，但是原子性並不是只與事務有關係，它的身影在很多地方都會出現。

由於操作並不具有原子性，並且可以再分為多個操作，當這些操作出現錯誤或丟擲異常時，整個操作就可能不會繼續執行下去，而已經進行的操作造成的副作用就可能造成資料更新的丟失或者錯誤。

事務其實和一個操作沒有什麼太大的區別，它是一系列的資料庫操作（可以理解為 SQL）的集合，如果事務不具備原子性，那麼就沒辦法保證同一個事務中的所有操作都被執行或者未被執行了，整個資料庫系統就既不可用也不可信。

### 回滾日誌

想要保證事務的原子性，就需要在異常發生時，對已經執行的操作進行回滾，而在 MySQL 中，恢復機制是透過回滾日誌（undo log）實現的，所有事務進行的修改都會先記錄到這個回滾日誌中，然後在對資料庫中的對應行進行寫入。

這個過程其實非常好理解，為了能夠在發生錯誤時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，這樣在發生錯誤時才可以回滾。

回滾日誌除了能夠在發生錯誤或者使用者執行 ROLLBACK 時提供回滾相關的資訊，它還能夠在整個系統發生崩潰、資料庫程式直接被殺死後，當使用者再次啟動資料庫程式時，還能夠立刻透過查詢回滾日誌將之前未完成的事務進行回滾，這也就需要回滾日誌必須先於資料持久化到磁碟上，是我們需要先寫日誌後寫資料庫的主要原因。

回滾日誌並不能將資料庫物理地恢復到執行語句或者事務之前的樣子；它是邏輯日誌，當回滾日誌被使用時，它只會按照日誌邏輯地將資料庫中的修改撤銷掉看，可以理解為，我們在事務中使用的每一條 INSERT 都對應了一條 DELETE，每一條 UPDATE 也都對應一條相反的 UPDATE 語句。

在這裡，我們並不會介紹回滾日誌的格式以及它是如何被管理的，本文重點關注在它到底是一個什麼樣的東西，究竟解決了、如何解決了什麼樣的問題，如果想要了解具體實現細節的讀者，相信網路上關於回滾日誌的文章一定不少。

### 事務的狀態

因為事務具有原子性，所以從遠處看的話，事務就是密不可分的一個整體，事務的狀態也只有三種：Active、Commited 和 Failed，事務要不就在執行中，要不然就是成功或者失敗的狀態：

但是如果放大來看，我們會發現事務不再是原子的，其中包括了很多中間狀態，比如部分提交，事務的狀態圖也變得越來越複雜。

> 事務的狀態圖以及狀態的描述取自 [Database System Concepts](https://www.amazon.com/Database-System-Concepts-Computer-Science/dp/0073523321 "按住 Ctrl 點選訪問 https://www.amazon.com/Database-System-Concepts-Computer-Science/dp/0073523321") 一書中第 14 章的內容。

*   Active：事務的初始狀態，表示事務正在執行；

*   Partially Commited：在最後一條語句執行之後；

*   Failed：發現事務無法正常執行之後；

*   Aborted：事務被回滾並且資料庫恢復到了事務進行之前的狀態之後；

*   Commited：成功執行整個事務；

雖然在發生錯誤時，整個資料庫的狀態可以恢復，但是如果我們在事務中執行了諸如：向標準輸出列印日誌、向外界發出郵件、沒有透過資料庫修改了磁碟上的內容甚至在事務執行期間發生了轉賬匯款，那麼這些操作作為可見的外部輸出都是沒有辦法回滾的；這些問題都是由應用開發者解決和負責的，在絕大多數情況下，我們都需要在整個事務提交後，再觸發類似的無法回滾的操作

以訂票為例，哪怕我們在整個事務結束之後，才向第三方發起請求，由於向第三方請求並獲取結果是一個需要較長事件的操作，如果在事務剛剛提交時，資料庫或者伺服器發生了崩潰，那麼我們就非常有可能丟失發起請求這一過程，這就造成了非常嚴重的問題；而這一點就不是資料庫所能保證的，開發者需要在適當的時候檢視請求是否被髮起、結果是成功還是失敗。

### 並行事務的原子性

到目前為止，所有的事務都只是序列執行的，一直都沒有考慮過並行執行的問題；然而在實際工作中，並行執行的事務才是常態，然而並行任務下，卻可能出現非常複雜的問題：

當 Transaction1 在執行的過程中對 id = 1 的使用者進行了讀寫，但是沒有將修改的內容進行提交或者回滾，在這時 Transaction2 對同樣的資料進行了讀操作並提交了事務；也就是說 Transaction2 是依賴於 Transaction1 的，當 Transaction1 由於一些錯誤需要回滾時，因為要保證事務的原子性，需要對 Transaction2 進行回滾，但是由於我們已經提交了 Transaction2，所以我們已經沒有辦法進行回滾操作，在這種問題下我們就發生了問題，[Database System Concepts](https://www.amazon.com/Database-System-Concepts-Computer-Science/dp/0073523321 "按住 Ctrl 點選訪問 https://www.amazon.com/Database-System-Concepts-Computer-Science/dp/0073523321") 一書中將這種現象稱為不可恢復安排（Nonrecoverable Schedule），那什麼情況下是可以恢復的呢？

> 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 依賴於事務 Transaction1，那麼事務 Transaction1 必須在 Transaction2 提交之前完成提交的操作：

然而這樣還不算完，當事務的數量逐漸增多時，整個恢復流程也會變得越來越複雜，如果我們想要從事務發生的錯誤中恢復，也不是一件那麼容易的事情。

在上圖所示的一次事件中，Transaction2 依賴於 Transaction1，而 Transaction3 又依賴於 Transaction1，當 Transaction1 由於執行出現問題發生回滾時，為了保證事務的原子性，就會將 Transaction2 和 Transaction3 中的工作全部回滾，這種情況也叫做級聯回滾（Cascading Rollback），級聯回滾的發生會導致大量的工作需要撤回，是我們難以接受的，不過如果想要達到絕對的原子性，這件事情又是不得不去處理的，我們會在文章的後面具體介紹如何處理並行事務的原子性。

### 永續性

既然是資料庫，那麼一定對資料的持久儲存有著非常強烈的需求，如果資料被寫入到資料庫中，那麼資料一定能夠被安全儲存在磁碟上；而事務的永續性就體現在，一旦事務被提交，那麼資料一定會被寫入到資料庫中並持久儲存起來。

當事務已經被提交之後，就無法再次回滾了，唯一能夠撤回已經提交的事務的方式就是建立一個相反的事務對原操作進行『補償』，這也是事務永續性的體現之一。

### 重做日誌

與原子性一樣，事務的永續性也是透過日誌來實現的，MySQL 使用重做日誌（redo log）實現事務的永續性，重做日誌由兩部分組成，一是記憶體中的重做日誌緩衝區，因為重做日誌緩衝區在記憶體中，所以它是易失的，另一個就是在磁碟上的重做日誌檔案，它是持久的

當我們在一個事務中嘗試對資料進行修改時，它會先將資料從磁碟讀入記憶體，並更新記憶體中快取的資料，然後生成一條重做日誌並寫入重做日誌快取，當事務真正提交時，MySQL 會將重做日誌快取中的內容重新整理到重做日誌檔案，再將記憶體中的資料更新到磁碟上，圖中的第 4、5 步就是在事務提交時執行的。

在 InnoDB 中，重做日誌都是以 512 位元組的塊的形式進行儲存的，同時因為塊的大小與磁碟扇區大小相同，所以重做日誌的寫入可以保證原子性，不會由於機器斷電導致重做日誌僅寫入一半並留下髒資料。

除了所有對資料庫的修改會產生重做日誌，因為回滾日誌也是需要持久儲存的，它們也會建立對應的重做日誌，在發生錯誤後，資料庫重啟時會從重做日誌中找出未被更新到資料庫磁碟中的日誌重新執行以滿足事務的永續性。

### 回滾日誌和重做日誌

到現在為止我們瞭解了 MySQL 中的兩種日誌，回滾日誌（undo log）和重做日誌（redo log）；在資料庫系統中，事務的原子性和永續性是由事務日誌（transaction log）保證的，在實現時也就是上面提到的兩種日誌，前者用於對事務的影響進行撤銷，後者在錯誤處理時對已經提交的事務進行重做，它們能保證兩點：

1.  發生錯誤或者需要回滾的事務能夠成功回滾（原子性）；

2.  在事務提交後，資料沒來得及寫會磁碟就當機時，在下次重新啟動後能夠成功恢復資料（永續性）；

在資料庫中，這兩種日誌經常都是一起工作的，我們可以將它們整體看做一條事務日誌，其中包含了事務的 ID、修改的行元素以及修改前後的值。

一條事務日誌同時包含了修改前後的值，能夠非常簡單的進行回滾和重做兩種操作，在這裡我們也不會對重做和回滾日誌展開進行介紹，可能會在之後的文章談一談資料庫系統的恢復機制時提到兩種日誌的使用。

### 隔離性

其實作者在之前的文章 [『淺入淺出』MySQL 和 InnoDB](http://draveness.me/mysql-innodb.html "按住 Ctrl 點選訪問 http://draveness.me/mysql-innodb.html") 就已經介紹過資料庫事務的隔離性，不過為了保證文章的獨立性和完整性，我們還會對事務的隔離性進行介紹，介紹的內容可能稍微有所不同。

事務的隔離性是資料庫處理資料的幾大基礎之一，如果沒有資料庫的事務之間沒有隔離性，就會發生在 [並行事務的原子性](https://draveness.me/mysql-transaction#%E5%B9%B6%E8%A1%8C%E4%BA%8B%E5%8A%A1%E7%9A%84%E5%8E%9F%E5%AD%90%E6%80%A7 "按住 Ctrl 點選訪問 https://draveness.me/mysql-transaction#%E5%B9%B6%E8%A1%8C%E4%BA%8B%E5%8A%A1%E7%9A%84%E5%8E%9F%E5%AD%90%E6%80%A7") 一節中提到的級聯回滾等問題，造成效能上的巨大損失。如果所有的事務的執行順序都是線性的，那麼對於事務的管理容易得多，但是允許事務的並行執行卻能能夠提升吞吐量和資源利用率，並且可以減少每個事務的等待時間。

當多個事務同時併發執行時，事務的隔離性可能就會被違反，雖然單個事務的執行可能沒有任何錯誤，但是從總體來看就會造成資料庫的一致性出現問題，而序列雖然能夠允許開發者忽略並行造成的影響，能夠很好地維護資料庫的一致性，但是卻會影響事務執行的效能。

### 事務的隔離級別

所以說資料庫的隔離性和一致性其實是一個需要開發者去權衡的問題，為資料庫提供什麼樣的隔離性層級也就決定了資料庫的效能以及可以達到什麼樣的一致性；在 SQL 標準中定義了四種資料庫的事務的隔離級別：READ UNCOMMITED、READ COMMITED、REPEATABLE READ 和 SERIALIZABLE；每個事務的隔離級別其實都比上一級多解決了一個問題：

*   RAED UNCOMMITED：使用查詢語句不會加鎖，可能會讀到未提交的行（Dirty Read）；

*   READ COMMITED：只對記錄加記錄鎖，而不會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，可能得到不同的結果（Non-Repeatable Read）；

*   REPEATABLE READ：多次讀取同一範圍的資料會返回第一次查詢的快照，不會返回不同的資料行，但是可能發生幻讀（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；

以上的所有的事務隔離級別都不允許髒寫入（Dirty Write），也就是當前事務更新了另一個事務已經更新但是還未提交的資料，大部分的資料庫中都使用了 READ COMMITED 作為預設的事務隔離級別，但是 MySQL 使用了 REPEATABLE READ 作為預設配置；從 RAED UNCOMMITED 到 SERIALIZABLE，隨著事務隔離級別變得越來越嚴格，資料庫對於併發執行事務的效能也逐漸下降。

對於資料庫的使用者，從理論上說，並不需要知道事務的隔離級別是如何實現的，我們只需要知道這個隔離級別解決了什麼樣的問題，但是不同資料庫對於不同隔離級別的是實現細節在很多時候都會讓我們遇到意料之外的坑。

如果讀者不瞭解髒讀、不可重複讀和幻讀究竟是什麼，可以閱讀之前的文章 [『淺入淺出』MySQL 和 InnoDB](http://draveness.me/mysql-innodb.html "按住 Ctrl 點選訪問 http://draveness.me/mysql-innodb.html")，在這裡我們僅放一張圖來展示各個隔離層級對這幾個問題的解決情況。

### 隔離級別的實現

資料庫對於隔離級別的實現就是使用併發控制機制對在同一時間執行的事務進行控制，限制不同的事務對於同一資源的訪問和更新，而最重要也最常見的併發控制機制，在這裡我們將簡單介紹三種最重要的併發控制器機制的工作原理。

### 鎖

鎖是一種最為常見的併發控制機制，在一個事務中，我們並不會將整個資料庫都加鎖，而是隻會鎖住那些需要訪問的資料項， MySQL 和常見資料庫中的鎖都分為兩種，共享鎖（Shared）和互斥鎖（Exclusive），前者也叫讀鎖，後者叫寫鎖。

讀鎖保證了讀操作可以併發執行，相互不會影響，而寫鎖保證了在更新資料庫資料時不會有其他的事務訪問或者更改同一條記錄造成不可預知的問題。

### 時間戳

除了鎖，另一種實現事務的隔離性的方式就是透過時間戳，使用這種方式實現事務的資料庫，例如 PostgreSQL 會為每一條記錄保留兩個欄位；讀時間戳中報錯了所有訪問該記錄的事務中的最大時間戳，而記錄行的寫時間戳中儲存了將記錄改到當前值的事務的時間戳。

使用時間戳實現事務的隔離性時，往往都會使用樂觀鎖，先對資料進行修改，在寫回時再去判斷當前值，也就是時間戳是否改變過，如果沒有改變過，就寫入，否則，生成一個新的時間戳並再次更新資料，樂觀鎖其實並不是真正的鎖機制，它只是一種思想，在這裡並不會對它進行展開介紹。

### 多版本和快照隔離

透過維護多個版本的資料，資料庫可以允許事務在資料被其他事務更新時對舊版本的資料進行讀取，很多資料庫都對這一機制進行了實現；因為所有的讀操作不再需要等待寫鎖的釋放，所以能夠顯著地提升讀的效能，MySQL 和 PostgreSQL 都對這一機制進行自己的實現，也就是 MVCC，雖然各自實現的方式有所不同，MySQL 就透過文章中提到的回滾日誌實現了 MVCC，保證事務並行執行時能夠不等待互斥鎖的釋放直接獲取資料。

### 隔離性與原子性

在這裡就需要簡單提一下在在原子性一節中遇到的級聯回滾等問題了，如果一個事務對資料進行了寫入，這時就會獲取一個互斥鎖，其他的事務就想要獲得改行資料的讀鎖就必須等待寫鎖的釋放，自然就不會發生級聯回滾等問題了。

不過在大多數的資料庫，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，在想要對讀取的資料進行更新時需要使用 SELECT ... FOR UPDATE 嘗試獲取對應行的互斥鎖，以保證不同事務可以正常工作。

### 一致性

作者認為資料庫的一致性是一個非常讓人迷惑的概念，原因是資料庫領域其實包含兩個一致性，一個是 ACID 中的一致性、另一個是 CAP 定義中的一致性。

這兩個資料庫的一致性說的完全不是一個事情，很多很多人都對這兩者的概念有非常深的誤解，當我們在討論資料庫的一致性時，一定要清楚上下文的語義是什麼，儘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

資料庫對於 ACID 中的一致性的定義是這樣的：如果一個事務原子地在一個一致地資料庫中獨立執行，那麼在它執行之後，資料庫的狀態一定是一致的。對於這個概念，它的第一層意思就是對於資料完整性的約束，包括主鍵約束、引用約束以及一些約束檢查等等，在事務的執行的前後以及過程中不會違背對資料完整性的約束，所有對資料庫寫入的操作都應該是合法的，並不能產生不合法的資料狀態。

> 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.

我們可以將事務理解成一個函式，它接受一個外界的 SQL 輸入和一個一致的資料庫，它一定會返回一個一致的資料庫。

而第二層意思其實是指邏輯上的對於開發者的要求，我們要在程式碼中寫出正確的事務邏輯，比如銀行轉賬，事務中的邏輯不可能只扣錢或者只加錢，這是應用層面上對於資料庫一致性的要求。

> Ensuring consistency for an individual transaction is the responsibility of the application programmer who codes the transaction. - [Database System Concepts](https://www.amazon.com/Database-System-Concepts-Computer-Science/dp/0073523321 "按住 Ctrl 點選訪問 https://www.amazon.com/Database-System-Concepts-Computer-Science/dp/0073523321")

資料庫 ACID 中的一致性對事務的要求不止包含對資料完整性以及合法性的檢查，還包含應用層面邏輯的正確。

CAP 定理中的資料一致性，其實是說分散式系統中的各個節點中對於同一資料的複製有著相同的值；而 ACID 中的一致性是指資料庫的規則，如果 schema 中規定了一個值必須是唯一的，那麼一致的系統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 對於一致性的定義有著根本性的區別。

## 總結

事務的 ACID 四大基本特性是保證資料庫能夠執行的基石，但是完全保證資料庫的 ACID，尤其是隔離性會對效能有比較大影響，在實際的使用中我們也會根據業務的需求對隔離性進行調整，除了隔離性，資料庫的原子性和永續性相信都是比較好理解的特性，前者保證資料庫的事務要麼全部執行、要麼全部不執行，後者保證了對資料庫的寫入都是持久儲存的、非易失的，而一致性不僅是資料庫對本身資料的完整性的要求，同時也對開發者提出了要求 - 寫出邏輯正確並且合理的事務。

最後，也是最重要的，當別人在將一致性的時候，一定要搞清楚他的上下文，如果對文章的內容有疑問，可以在評論中留言。

## 淺談資料庫併發控制 - 鎖和 MVCC

轉自https://draveness.me/database-concurrency-control

在學習幾年程式設計之後，你會發現所有的問題都沒有簡單、快捷的解決方案，很多問題都需要權衡和妥協，而本文介紹的就是資料庫在併發效能和可序列化之間做的權衡和妥協 - 併發控制機制。

如果資料庫中的所有事務都是序列執行的，那麼它非常容易成為整個應用的效能瓶頸，雖然說沒法水平擴充套件的節點在最後都會成為瓶頸，但是序列執行事務的資料庫會加速這一過程；而併發（Concurrency）使一切事情的發生都有了可能，它能夠解決一定的效能問題，但是它會帶來更多詭異的錯誤。

引入了併發事務之後，如果不對事務的執行進行控制就會出現各種各樣的問題，你可能沒有享受到併發帶來的效能提升就已經被各種奇怪的問題折磨的欲仙欲死了。

### 概述

如何控制併發是資料庫領域中非常重要的問題之一，不過到今天為止事務併發的控制已經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容，文章中會介紹最為常見的三種併發控制機制：

分別是悲觀併發控制、樂觀併發控制和多版本併發控制，其中悲觀併發控制其實是最常見的併發控制機制，也就是鎖；而樂觀併發控制其實也有另一個名字：樂觀鎖，樂觀鎖其實並不是一種真實存在的鎖，我們會在文章後面的部分中具體介紹；最後就是多版本併發控制（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制結合使用，以提高資料庫的讀效能。

既然這篇文章介紹了不同的併發控制機制，那麼一定會涉及到不同事務的併發，我們會透過示意圖的方式分析各種機制是如何工作的。

### 悲觀併發控制

控制不同的事務對同一份資料的獲取是保證資料庫的一致性的最根本方法，如果我們能夠讓事務在同一時間對同一資源有著獨佔的能力，那麼就可以保證操作同一資源的不同事務不會相互影響。

最簡單的、應用最廣的方法就是使用鎖來解決，當事務需要對資源進行操作時需要先獲得資源對應的鎖，保證其他事務不會訪問該資源後，在對資源進行各種操作；在悲觀併發控制中，資料庫程式對於資料被修改持悲觀的態度，在資料處理的過程中都會被鎖定，以此來解決競爭的問題。

### 讀寫鎖

為了最大化資料庫事務的併發能力，資料庫中的鎖被設計為兩種模式，分別是共享鎖和互斥鎖。當一個事務獲得共享鎖之後，它只可以進行讀操作，所以共享鎖也叫讀鎖；而當一個事務獲得一行資料的互斥鎖時，就可以對該行資料進行讀和寫操作，所以互斥鎖也叫寫鎖。

共享鎖和互斥鎖除了限制事務能夠執行的讀寫操作之外，它們之間還有『共享』和『互斥』的關係，也就是多個事務可以同時獲得某一行資料的共享鎖，但是互斥鎖與共享鎖和其他的互斥鎖並不相容，我們可以很自然地理解這麼設計的原因：多個事務同時寫入同一資料難免會發生各種詭異的問題。

如果當前事務沒有辦法獲取該行資料對應的鎖時就會陷入等待的狀態，直到其他事務將當前資料對應的鎖釋放才可以獲得鎖並執行相應的操作。

### 兩階段鎖協議

兩階段鎖協議（2PL）是一種能夠保證事務可序列化的協議，它將事務的獲取鎖和釋放鎖劃分成了增長（Growing）和縮減（Shrinking）兩個不同的階段。

在增長階段，一個事務可以獲得鎖但是不能釋放鎖；而在縮減階段事務只可以釋放鎖，並不能獲得新的鎖，如果只看 2PL 的定義，那麼到這裡就已經介紹完了，但是它還有兩個變種：

1.  Strict 2PL：事務持有的互斥鎖必須在提交後再釋放；

2.  Rigorous 2PL：事務持有的所有鎖必須在提交後釋放；

雖然鎖的使用能夠為我們解決不同事務之間由於併發執行造成的問題，但是兩階段鎖的使用卻引入了另一個嚴重的問題，死鎖；不同的事務等待對方已經鎖定的資源就會造成死鎖，我們在這裡舉一個簡單的例子：

兩個事務在剛開始時分別獲取了 draven 和 beacon 資源面的鎖，然後再請求對方已經獲得的鎖時就會發生死鎖，雙方都沒有辦法等到鎖的釋放，如果沒有死鎖的處理機制就會無限等待下去，兩個事務都沒有辦法完成。

### 死鎖的處理

死鎖在多執行緒程式設計中是經常遇到的事情，一旦涉及多個執行緒對資源進行爭奪就需要考慮當前的幾個執行緒或者事務是否會造成死鎖；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生和出現，另一種是允許系統進入死鎖的狀態，但是在系統出現死鎖時能夠及時發現並且進行恢復。

### 預防死鎖

有兩種方式可以幫助我們預防死鎖的出現，一種是保證事務之間的等待不會出現環，也就是事務之間的等待圖應該是一張有向無環圖，沒有迴圈等待的情況或者保證一個事務中想要獲得的所有資源都在事務開始時以原子的方式被鎖定，所有的資源要麼被鎖定要麼都不被鎖定。

但是這種方式有兩個問題，在事務一開始時很難判斷哪些資源是需要鎖定的，同時因為一些很晚才會用到的資料被提前鎖定，資料的利用率與事務的併發率也非常的低。一種解決的辦法就是按照一定的順序為所有的資料行加鎖，同時與 2PL 協議結合，在加鎖階段保證所有的資料行都是從小到大依次進行加鎖的，不過這種方式依然需要事務提前知道將要加鎖的資料集。

另一種預防死鎖的方法就是使用搶佔加事務回滾的方式預防死鎖，當事務開始執行時會先獲得一個時間戳，資料庫程式會根據事務的時間戳決定事務應該等待還是回滾，在這時也有兩種機制供我們選擇，一種是 wait-die 機制：

當執行事務的時間戳小於另一事務時，即事務 A 先於 B 開始，那麼它就會等待另一個事務釋放對應資源的鎖，否則就會保持當前的時間戳並回滾。

另一種機制叫做 wound-wait，這是一種搶佔的解決方案，它和 wait-die 機制的結果完全相反，當前事務如果先於另一事務執行並請求了另一事務的資源，那麼另一事務會立刻回滾，將資源讓給先執行的事務，否則就會等待其他事務釋放資源：

兩種方法都會造成不必要的事務回滾，由此會帶來一定的效能損失，更簡單的解決死鎖的方式就是使用超時時間，但是超時時間的設定是需要仔細考慮的，否則會造成耗時較長的事務無法正常執行，或者無法及時發現需要解決的死鎖，所以它的使用還是有一定的侷限性。

### 死鎖檢測和恢復

如果資料庫程式無法透過協議從原理上保證死鎖不會發生，那麼就需要在死鎖發生時及時檢測到並從死鎖狀態恢復到正常狀態保證資料庫程式可以正常工作。在使用檢測和恢復的方式解決死鎖時，資料庫程式需要維護資料和事務之間的引用資訊，同時也需要提供一個用於判斷當前資料庫是否進入死鎖狀態的演算法，最後需要在死鎖發生時提供合適的策略及時恢復。

在上一節中我們其實提到死鎖的檢測可以透過一個有向的等待圖來進行判斷，如果一個事務依賴於另一個事務正在處理的資料，那麼當前事務就會等待另一個事務的結束，這也就是整個等待圖中的一條邊：

如上圖所示，如果在這個有向圖中出現了環，就說明當前資料庫進入了死鎖的狀態 TransB -> TransE -> TransF -> TransD -> TransB，在這時就需要死鎖恢復機制接入了。

如何從死鎖中恢復其實非常簡單，最常見的解決辦法就是選擇整個環中一個事務進行回滾，以打破整個等待圖中的環，在整個恢復的過程中有三個事情需要考慮：

每次出現死鎖時其實都會有多個事務被波及，而選擇其中哪一個任務進行回滾是必須要做的事情，在選擇犧牲品（Victim）時的黃金原則就是最小化代價，所以我們需要綜合考慮事務已經計算的時間、使用的資料行以及涉及的事務等因素；當我們選擇了犧牲品之後就可以開始回滾了，回滾其實有兩種選擇一種是全部回滾，另一種是部分回滾，部分回滾會回滾到事務之前的一個檢查點上，如果沒有檢查點那自然沒有辦法進行部分回滾。

> 在死鎖恢復的過程中，其實還可能出現某些任務在多次死鎖時都被選擇成為犧牲品，一直都不會成功執行，造成飢餓（Starvation），我們需要保證事務會在有窮的時間內執行，所以要在選擇犧牲品時將時間戳加入考慮的範圍。

### 鎖的粒度

到目前為止我們都沒有對不同粒度的鎖進行討論，一直以來我們都討論的都是資料行鎖，但是在有些時候我們希望將多個節點看做一個資料單元，使用鎖直接將這個資料單元、表甚至資料庫鎖定起來。這個目標的實現需要我們在資料庫中定義不同粒度的鎖：

當我們擁有了不同粒度的鎖之後，如果某個事務想要鎖定整個資料庫或者整張表時只需要簡單的鎖住對應的節點就會在當前節點加上顯示（explicit）鎖，在所有的子節點上加隱式（implicit）鎖；雖然這種不同粒度的鎖能夠解決父節點被加鎖時，子節點不能被加鎖的問題，但是我們沒有辦法在子節點被加鎖時，立刻確定父節點不能被加鎖。

在這時我們就需要引入意向鎖來解決這個問題了，當需要給子節點加鎖時，先給所有的父節點加對應的意向鎖，意向鎖之間是完全不會互斥的，只是用來幫助父節點快速判斷是否可以對該節點進行加鎖：

這裡是一張引入了兩種意向鎖，意向共享鎖和意向互斥鎖之後所有的鎖之間的相容關係；到這裡，我們透過不同粒度的鎖和意向鎖加快了資料庫的吞吐量。

### 樂觀併發控制

除了悲觀併發控制機制 - 鎖之外，我們其實還有其他的併發控制機制，樂觀併發控制（Optimistic Concurrency Control）。樂觀併發控制也叫樂觀鎖，但是它並不是真正的鎖，很多人都會誤以為樂觀鎖是一種真正的鎖，然而它只是一種併發控制的思想。

在這一節中，我們將會先介紹基於時間戳的併發控制機制，然後在這個協議的基礎上進行擴充套件，實現樂觀的併發控制機制。

### 基於時間戳的協議

鎖協議按照不同事務對同一資料項請求的時間依次執行，因為後面執行的事務想要獲取的資料已將被前面的事務加鎖，只能等待鎖的釋放，所以基於鎖的協議執行事務的順序與獲得鎖的順序有關。在這裡想要介紹的基於時間戳的協議能夠在事務執行之前先決定事務的執行順序。

每一個事務都會具有一個全域性唯一的時間戳，它即可以使用系統的時鐘時間，也可以使用計數器，只要能夠保證所有的時間戳都是唯一併且是隨時間遞增的就可以。

基於時間戳的協議能夠保證事務並行執行的順序與事務按照時間戳序列執行的效果完全相同；每一個資料項都有兩個時間戳，讀時間戳和寫時間戳，分別代表了當前成功執行對應操作的事務的時間戳。

該協議能夠保證所有衝突的讀寫操作都能按照時間戳的大小序列執行，在執行對應的操作時不需要關注其他的事務只需要關心資料項對應時間戳的值就可以了：

無論是讀操作還是寫操作都會從左到右依次比較讀寫時間戳的值，如果小於當前值就會直接被拒絕然後回滾，資料庫系統會給回滾的事務新增一個新的時間戳並重新執行這個事務。

### 基於驗證的協議

樂觀併發控制其實本質上就是基於驗證的協議，因為在多數的應用中只讀的事務佔了絕大多數，事務之間因為寫操作造成衝突的可能非常小，也就是說大多數的事務在不需要併發控制機制也能執行的非常好，也可以保證資料庫的一致性；而併發控制機制其實向整個資料庫系統新增了很多的開銷，我們其實可以透過別的策略降低這部分開銷。

而驗證協議就是我們找到的解決辦法，它根據事務的只讀或者更新將所有事務的執行分為兩到三個階段：

在讀階段，資料庫會執行事務中的全部讀操作和寫操作，並將所有寫後的值存入臨時變數中，並不會真正更新資料庫中的內容；在這時候會進入下一個階段，資料庫程式會檢查當前的改動是否合法，也就是是否有其他事務在 RAED PHASE 期間更新了資料，如果透過測試那麼直接就進入 WRITE PHASE 將所有存在臨時變數中的改動全部寫入資料庫，沒有透過測試的事務會直接被終止。

為了保證樂觀併發控制能夠正常執行，我們需要知道一個事務不同階段的發生時間，包括事務開始時間、驗證階段的開始時間以及寫階段的結束時間；透過這三個時間戳，我們可以保證任意衝突的事務不會同時寫入資料庫，一旦由一個事務完成了驗證階段就會立即寫入，其他讀取了相同資料的事務就會回滾重新執行。

作為樂觀的併發控制機制，它會假定所有的事務在最終都會透過驗證階段並且執行成功，而鎖機制和基於時間戳排序的協議是悲觀的，因為它們會在發生衝突時強制事務進行等待或者回滾，哪怕有不需要鎖也能夠保證事務之間不會衝突的可能。

### 多版本併發控制

到目前為止我們介紹的併發控制機制其實都是透過延遲或者終止相應的事務來解決事務之間的競爭條件（Race condition）來保證事務的可序列化；雖然前面的兩種併發控制機制確實能夠從根本上解決併發事務的可序列化的問題，但是在實際環境中資料庫的事務大都是隻讀的，讀請求是寫請求的很多倍，如果寫請求和讀請求之前沒有併發控制機制，那麼最壞的情況也是讀請求讀到了已經寫入的資料，這對很多應用完全是可以接受的。

在這種大前提下，資料庫系統引入了另一種併發控制機制 - 多版本併發控制（Multiversion Concurrency Control），每一個寫操作都會建立一個新版本的資料，讀操作會從有限多個版本的資料中挑選一個最合適的結果直接返回；在這時，讀寫操作之間的衝突就不再需要被關注，而管理和快速挑選資料的版本就成了 MVCC 需要解決的主要問題。

MVCC 並不是一個與樂觀和悲觀併發控制對立的東西，它能夠與兩者很好的結合以增加事務的併發量，在目前最流行的 SQL 資料庫 MySQL 和 PostgreSQL 中都對 MVCC 進行了實現；但是由於它們分別實現了悲觀鎖和樂觀鎖，所以 MVCC 實現的方式也不同。

## MySQL 與 MVCC

MySQL 中實現的多版本兩階段鎖協議（Multiversion 2PL）將 MVCC 和 2PL 的優點結合了起來，每一個版本的資料行都具有一個唯一的時間戳，當有讀事務請求時，資料庫程式會直接從多個版本的資料項中具有最大時間戳的返回。

更新操作就稍微有些複雜了，事務會先讀取最新版本的資料計算出資料更新後的結果，然後建立一個新版本的資料，新資料的時間戳是目前資料行的最大版本 ＋1：

資料版本的刪除也是根據時間戳來選擇的，MySQL 會將版本最低的資料定時從資料庫中清除以保證不會出現大量的遺留內容。

### PostgreSQL 與 MVCC

與 MySQL 中使用悲觀併發控制不同，PostgreSQL 中都是使用樂觀併發控制的，這也就導致了 MVCC 在於樂觀鎖結合時的實現上有一些不同，最終實現的叫做多版本時間戳排序協議（Multiversion Timestamp Ordering），在這個協議中，所有的的事務在執行之前都會被分配一個唯一的時間戳，每一個資料項都有讀寫兩個時間戳：

當 PostgreSQL 的事務發出了一個讀請求，資料庫直接將最新版本的資料返回，不會被任何操作阻塞，而寫操作在執行時，事務的時間戳一定要大或者等於資料行的讀時間戳，否則就會被回滾。

這種 MVCC 的實現保證了讀事務永遠都不會失敗並且不需要等待鎖的釋放，對於讀請求遠遠多於寫請求的應用程式，樂觀鎖加 MVCC 對資料庫的效能有著非常大的提升；雖然這種協議能夠針對一些實際情況做出一些明顯的效能提升，但是也會導致兩個問題，一個是每一次讀操作都會更新讀時間戳造成兩次的磁碟寫入，第二是事務之間的衝突是透過回滾解決的，所以如果衝突的可能性非常高或者回滾代價巨大，資料庫的讀寫效能還不如使用傳統的鎖等待方式。

1\. MVCC簡介與實踐

MySQL 在InnoDB引擎下有當前讀和快照讀兩種模式。

1 當前讀即加鎖讀，讀取記錄的最新版本號，會加鎖保證其他併發事物不能修改當前記錄，直至釋放鎖。插入/更新/刪除操作預設使用當前讀，顯示的為select語句加lock in share mode或for update的查詢也採用當前讀模式。

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機制，最大的好處是讀取不需要加鎖，讀寫不衝突，用於讀操作多於寫操作的應用，因此在不顯示加[lock in share mode]/[for update]的select語句，即普通的一條select語句預設都是使用快照讀MVCC實現模式。所以樓主的為了讓大家明白所做的演示操作，既有當前讀也有快照讀……

1.1 什麼是MVCC

MVCC是一種多版本併發控制機制。

1.2 MVCC是為了解決什麼問題?

*   大多數的MYSQL事務型儲存引擎,如,InnoDB，Falcon以及PBXT都不使用一種簡單的行鎖機制.事實上,他們都和MVCC–多版本併發控制來一起使用.

*   大家都應該知道,鎖機制可以控制併發操作,但是其系統開銷較大,而MVCC可以在大多數情況下代替行級鎖,使用MVCC,能降低其系統開銷.

1.3 MVCC實現

MVCC是透過儲存資料在某個時間點的快照來實現的. 不同儲存引擎的MVCC. 不同儲存引擎的MVCC實現是不同的,典型的有樂觀併發控制和悲觀併發控制.

2.MVCC 具體實現分析

下面,我們透過InnoDB的MVCC實現來分析MVCC使怎樣進行併發控制的.  InnoDB的MVCC,是透過在每行記錄後面儲存兩個隱藏的列來實現的,這兩個列，分別儲存了這個行的建立時間，一個儲存的是行的刪除時間。這裡儲存的並不是實際的時間值,而是系統版本號(可以理解為事務的ID)，沒開始一個新的事務，系統版本號就會自動遞增，事務開始時刻的系統版本號會作為事務的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));

> 假設系統的版本號從1開始.

INSERT

InnoDB為新插入的每一行儲存當前系統版本號作為版本號.  第一個事務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>

對應在資料中的表如下(後面兩列是隱藏列,我們透過查詢語句並看不到)

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | undefined |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |

SELECT

InnoDB會根據以下兩個條件檢查每行記錄:  a.InnoDB只會查詢版本早於當前事務版本的資料行(也就是,行的系統版本號小於或等於事務的系統版本號)，這樣可以確保事務讀取的行，要麼是在事務開始前已經存在的，要麼是事務自身插入或者修改過的.  b.行的刪除版本要麼未定義,要麼大於當前事務版本號,這可以確保事務讀取到的行，在事務開始之前未被刪除.  只有a,b同時滿足的記錄，才能返回作為查詢結果.

DELETE

InnoDB會為刪除的每一行儲存當前系統的版本號(事務的ID)作為刪除標識.  看下面的具體例子分析:  第二個事務,ID為2;

<pre>start transaction; select *  from yang;  //(1) select *  from yang;  //(2) commit;

</pre>

假設1

假設在執行這個事務ID為2的過程中,剛執行到(1),這時,有另一個事務ID為3往這個表裡插入了一條資料;  第三個事務ID為3;

<pre>start transaction; insert into yang values(NULL,'tian'); commit;

</pre>

這時表中的資料如下:

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | undefined |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
| 4 | tian | 3 | undefined |

然後接著執行事務2中的(2),由於id=4的資料的建立時間(事務ID為3),執行當前事務的ID為2,而InnoDB只會查詢事務ID小於等於當前事務ID的資料行,所以id=4的資料行並不會在執行事務2中的(2)被檢索出來,在事務2中的兩條select 語句檢索出來的資料都只會下表:

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | undefined |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |

假設2

假設在執行這個事務ID為2的過程中,剛執行到(1),假設事務執行完事務3後，接著又執行了事務4;  第四個事務:

<pre>start   transaction;  delete  from yang where id=1; commit;

</pre>

此時資料庫中的表如下:

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |
| 4 | tian | 3 | undefined |

接著執行事務ID為2的事務(2),根據SELECT 檢索條件可以知道,它會檢索建立時間(建立事務的ID)小於當前事務ID的行和刪除時間(刪除事務的ID)大於當前事務的行,而id=4的行上面已經說過,而id=1的行由於刪除時間(刪除事務的ID)大於當前事務的ID,所以事務2的(2)select * from yang也會把id=1的資料檢索出來.所以,事務2中的兩條select 語句檢索出來的資料都如下:

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | undefined |
| 3 | fei | 1 | undefined |

UPDATE

InnoDB執行UPDATE，實際上是新插入了一行記錄，並儲存其建立時間為當前事務的ID，同時儲存當前事務ID到要UPDATE的行的刪除時間.

假設3

假設在執行完事務2的(1)後又執行,其它使用者執行了事務3,4,這時，又有一個使用者對這張表執行了UPDATE操作:  第5個事務:

<pre>start  transaction; update yang set name='Long' where id=2; commit;

</pre>

根據update的更新原則:會生成新的一行,並在原來要修改的列的刪除時間列上新增本事務ID,得到表如下:

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | 5 |
| 3 | fei | 1 | undefined |
| 4 | tian | 3 | undefined |
| 2 | Long | 5 | undefined |

繼續執行事務2的(2),根據select 語句的檢索條件,得到下表:

| id | name | 建立時間(事務ID) | 刪除時間(事務ID) |
| --- | --- | --- | --- |
| 1 | yang | 1 | 4 |
| 2 | long | 1 | 5 |
| 3 | fei | 1 | undefined |

還是和事務2中(1)select 得到相同的結果.

重新學習MySQL資料庫6：淺談MySQL的中事務與鎖

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