锁和表锁及MVCC

MySQL 里面的锁大致可以分成全局锁、表级锁和行锁三类

全局锁

命令是 Flush tables with read lock (FTWRL)

全局锁的典型使用场景是，做全库逻辑备份。也就是把整库每个表都 select 出来存成文本。

表级锁

表锁的语法是 lock tables … read/write

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。

死锁和死锁检测

一种策略是，直接进入等待，直到超时。这个超时时间可以通过参数 innodb_lock_wait_timeout 来设置。

另一种策略是，发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务，让其他事务得以继续执行。将参数 innodb_deadlock_detect 设置为 on，表示开启这个逻辑。

怎么解决由这种热点行更新导致的性能问题呢？
问题的症结在于，死锁检测要耗费大量的 CPU 资源。

一种头痛医头的方法，就是如果你能确保这个业务一定不会出现死锁，可以临时把死锁检测关掉。

另一个思路是控制并发度

MVCC

在 MySQL 里，有两个“视图”的概念：

一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ，而它的查询方法与表一样。

另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，即 consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。

“快照”在 MVCC 里是怎么工作的？

InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。

而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。

也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row)，每个版本有自己的 row trx_id。

1、如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；

2、如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；

3、如果落在黄色部分，那就包括两种情况a. 若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；b. 若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。

InnoDB 利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性，实现了“秒级创建快照”的能力。

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见以外，有三种情况：

1、版本未提交，不可见；

2、版本已提交，但是是在视图创建后提交的，不可见；

3、版本已提交，而且是在视图创建前提交的，可见。

更新逻辑

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）。

事务的可重复读的能力是怎么实现的？

可重复读的核心就是一致性读（consistent read）；而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。

而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：

1、在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候创建一致性视图，之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图；

2、在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。