锁

概述

保证并发访问数据库数据的一致性和有效性等。

全局锁-库锁

​ 加锁后，整个数据库实例就处于只读状态，后续的DML语句，DDL语句，以及更新操作的事务提交语句都将会被阻塞。

典型使用场景：

​ 对全库做逻辑备份，对所有的表进行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。

flush tables with read lock;

widnows：命令行，mysqldump -h localhost -uroot -p 1234 userDB > userDB.sql;

unlock tables;

特点：

​ 如果在主库上备份，那么备份期间都不能执行更新，业务基本上就得停摆。

​ 如果在从库上备份，那么在备份期间，从库不能执行从主库同步过来的二进制日志binlog，会导致主从延迟。

所以：在InnoDB引擎中，我们可以在备份时，加上参数 --single-transaction来完成不加锁的一致性数据备份。【通过快照读来实现。】

mysqldump --single-transaction -uroot -p 1234 userDB > d:/userDb.sql;

表级锁

表级锁在InnoDB、MyISAM、BDB等存储引擎中，都是支持的。

表锁：

​ 1、表读锁

lock tables 表名 read/write；

unlock tables;

当前会话，报错。其他会话，阻塞到解锁。

​ 2、表写锁

当前会话：

lock tables score write;

select * from score;没问题

update score set chinese = 100 where id = 1; 没问题

=================================================

其他窗口会话：

select * from score ；会阻塞；

update 会阻塞到表锁释放。

元数据锁（meta data lock,MDL）：

​ 元数据锁是系统自动控制，无需显示使用，在访问一张表的时候会自动加上。MDL锁主要作用是维护表元数据的数据一致性，在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作。【事务开启的时候，没有元数据锁。只有执行了增删改查之后，才有了元数据锁。】[避免DML语句和DDL语句的冲突。]

​ 当对一张表进行增删改查的时候，增加MDL读锁（共享锁）；当对表结构进行变更的时候，加MDL写锁（排他）。

​ 【会话1开启事务查询之后，会话2修改表结构，阻塞。当事务1提交之后，阻塞解除。因为会话1查询数据之后，会产生共享锁，与会话2的排他锁冲突。】

查看元数据锁：

select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_shema.metadata_locks;

意向锁：

​ 作用，某行记录会话1加了行锁，会话2想要添加表锁，需要一行行检查记录。为了避免DML语句在执行时，加的行锁和表锁冲突，在InnoDB中引入了意向锁，使得表锁不用检查每行数据是否加锁，使用意向锁来减少表锁的检查。

​ 加入意向锁：

​ 会话1开始事务，给表记录增加行锁，同时对表增加意向锁。

​ 会话2要给表增加表锁，需要检查表锁和意向锁冲不冲突。

意向共享锁IS：由语句 select … lock in share mode添加。

意向排他锁IX：由insert 、update、delete、 select for upate添加。

select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;

行级锁

​ InnoDB的数据，是基于索引组织的，行锁是通过对**索引上的索引项加锁**来实现的，而不是对记录的加锁。

1、行锁：锁定单行记录，防止其他事务对此行进行update、delete。在RC RR隔离级别下支持。

2、间隙锁：锁定索引记录的间隙，不包含记录，确保索引间隙不变，防止其他事务在间隙进行insert操作，进而产生幻读。在RR隔离级别下支持。

3、临键锁：行锁和间隙锁的组合。会锁住数据，并锁住数据前面的Gap，在RR隔离级别下支持。

行锁：

​ 默认情况下，InnoDB引擎在RR事务隔离级别运行，InnoDB使用next-key锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

1、针对于**唯一索引**进行检索时，对已存在的记录进行等值匹配时，将会自动优化为行锁。

2、InnoDB的**行锁是针对于索引加的锁**，不通过索引检索数据，那么InnoDB将对表中所有记录加锁，此时就会升级为表锁。

--可以通过以下sql，查看意向锁和行锁的加锁情况
select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_locks;

间隙锁和临键锁：

​ 默认情况下，InnoDB在RR事务隔离级别运行，InnoDB使用next-key锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

1、索引上的等值查询（唯一索引），给不存在的记录加锁时，优化为间隙锁。、

​ 譬如：会话1id搜索5，上一个是3，下一个是9，就把3和9之间的间隙锁住了，此时另外一个客户端会话2要插入id为4，插入不了阻塞了，因为间隙被锁住了，只有搜索5提交之后，才会插入成功。

2、索引上的等值查询（普通索引），向右遍历时最后一个值不满足查询需求时，next-key lock退化为间隙锁。

​ 譬如：普通索引又不是唯一索引，等值查询之前或者是之后，还会有值，索引要锁住其间隙。还有锁住其本身的行。

3、索引上的范围查询（唯一索引）–会访问到不满足条件的第一个值为止。

​ 譬如：会锁住行，还有其间隙。包括正无穷。

注意：间隙锁唯一的目的是，防止其他事务插入间隙。间隙锁可以共存，一个事务采用的间隙锁不会阻止另一个事务在同一间隙上采用间隙锁。

总结：

概述：

​ 在并发访问时，解决数据访问的一致性、有效性问题。

​ 全局锁、表级锁、行级锁。

全局锁：

​ 对整个数据库实例加锁，加锁后，整个数据库实例 处于只读状态。

​ 性能较差，数据逻辑备份时使用。【single transaction】

表级锁：

​ 操作锁住整张表，锁定粒度大，发生锁冲突的概率高。

​ 表锁、元数据锁（避免DML语句和DDL语句冲突）、意向锁（避免表锁和行锁在加锁时的冲突问题，避免在加表锁的时候，逐行去检索行锁的情况，不用手动去家，自动完成）。

行级锁：

​ 操作锁住对应的行数据，锁定粒度较小，发生锁冲突的概率最低。

​ 行锁，间隙锁（解决多个事务并发时，出现的幻读现象）、临键锁。

InnoDB引擎

逻辑存储结构

表空间（ibd文件）：一个mysql实例可以对应多个表空间，用于存储记录、索引等数据。

段，分为数据段、索引段和回滚段。InnoDB是索引组织表，数据段就是B+树的叶子节点，索引段即为B+树的非叶子节点。段用来管理多个区。

区，表空间的单元结构，每个区的大小为1M。默认情况下，InnoDB存储引擎页大小为16K，即一个区中一个有64个连续的页。

页，是InnoDB存储引擎磁盘管理的最小单元，每一个页的大小默认为16KB，为了保证页的连续性，InnoDB存储引擎每次从磁盘申请4-5个区。

行，InnoDB存储引擎是按照行进行存放的。

​ trx_id：每次对每条记录进行改动时，都会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列。

​ roll_pointer：每次对行记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。

架构

​ 在MySQL5.5版本开始，默认使用InnoDB存储引擎，它擅长处理事务，具有崩溃恢复特性，在日常开发中使用非常广泛。

​

内存结构：

缓冲池：

​ 缓冲池是主内存中的一个区域，里边可以缓存磁盘上经常操作的真实数据，在执行增删改查操作时，先操作缓冲池中的数据（若缓冲池中没有数据，则从磁盘中加载并缓存），然后再以一定频率刷新到磁盘，从而减少磁盘缓存，加快处理速度。

​ 缓冲池以Page页为单位，底层采用链表数据结构管理Page。根据状态，将Page分为三种类型：

​ free page：空闲page，未被使用。

​ clean page：被使用page，数据没有被修改过。

​ dirty page：脏页，被使用page，数据被修改过，页中数据与磁盘的数据不一致。

更改缓冲区：

​ change buffer，针对于非唯一 （二级索引页），在执行DML语句时，如果这些page没有在buffer poll中，不会直接操作磁盘，而会将数据变更存在更改缓冲区中。在未来数据被读取时，再将数据合并恢复到Buffer poll中，再将合并后的数据刷到磁盘中。

日志缓冲区：

​ 用来保存写入到磁盘的log日志数据（redo log、undo log），默认大小为16MB，日志缓冲区的日志会定期刷新到磁盘中。如果需要更新、插入或删除多行的事务，增加日志缓冲区的大小可以节省磁盘IO。

参数：

1、indodb_log_buffer_size：缓冲区大小

2、innodb_flush_log_at_trx_commit：日志刷新到磁盘

​ 参数=1：日志在每次事务提交时，写入并刷新到磁盘；

​ 参数=0：每秒将日志写入并刷新到磁盘一次

​ 参数=2：日志在每次事务提交后写入，并每秒刷新到磁盘一次。

自适应hash索引：

​ 在InnoDB引擎中，采用的是B+树索引，而不是hash索引。哈希索引不能采用范围查询，只能采用等值查询。所以，自适应hash索引，用于优化对Buffer Pool数据的查询。InnoDB存储引擎会监控对表上各索引页的查询，如果观察到hash索引可以提升速度，则建立hash索引，称之为自适应hash索引。

​ 自适应hash索引，无需人工干预，是系统根据情况自动完成。

​ 参数：adaptive_hash_index

磁盘结构：

system tablespace：

​ 系统表空间，是change buffer的存储区域。如果表是在系统空间而不是每个表文件或者通用表空间中创建的，它也可能包含表和索引数据。（在MySQL5版本之中，还包含InnoDB数据字典、undolog等）

​ 参数：Innodb_data_file_path

file-per-table tablespace

​ 每个表的文件表空间，包含单个InnoDB表的数据和索引，并存储在文件系统上的单个数据文件中。

​ 参数：innodb_file_per_table，默认开启，每张表都会生成一张表空间文件。.ibd文件，存放的是表结构和表数据和索引。

General tablespace：

​ 通用表空间，需要通过create tablespace 语法来创建通用表空间，在创建表时，可以指定该表空间。

​ create tablespace ts add datafile ‘filename’ engine=innodb;

​ create table tableName tablespace ts;

undo tablespace:

​ 撤销表空间，MySQL实例在初始化时，会自动创建两个默认的undo表空间（初始大小为16M），用来存储undo log日志。 undo001 undo002两个文件。

temporary tablespace：

​ InnoDB使用会话临时表空间和全局临时表空间。存储用户创建的临时表等数据。

doublewrite Buffer files：

​ 双写缓冲区，innoDB引擎将数据页从Buffer Pool刷新到磁盘前，先将数据页写入到双写缓冲区中，便于系统异常时恢复数据。

ib_xxx_0.dblwr

ib_xxx_1.dblwr

这还是双写缓冲区的文件。

Redo Log：

​ 重做日志，用来实现事务的持久性。该日志由两部分组成：

1、重做日志缓冲（redo log buffer）：在内存；

2、重做日志文件（redo log）：在磁盘；

当事务提交之后，会把所有修改信息都会存放到该日志中，用于在刷新脏页到磁盘中时，发生错误时，进行数据恢复使用。

【事务提交之后，redo log意义不大了，每隔一段时间清理一次。】

后台线程：

​ 内存中的数据是如何刷新到磁盘上的呢？

1、Master Thread

​ 核心后台线程，负责调度其他线程，还负责将缓冲池中的数据异步刷新到磁盘中，保持数据的一致性，还包括脏页的刷新，合并插入缓存，undo页的回收。

2、IO Thread

​ 在InnoDB存储引擎中，使用了大量的AIO来处理IO请求，这样可以极大的提高数据库的性能，而IO Thread主要负责这些IO 请求的回调。

线程类型	默认个数	职责
Read Thread	4	负责读操作
Write Thread	4	负责写操作
Log Thread	1	负责将日志缓冲区刷新到磁盘
Insert Buffer Thread	1	负责将写缓冲区的内容刷新到磁盘

show engine innodb status;

有一段IO的情况；

3、Purge（清除） Thread：

​ 主要用于回收事务已经提交了的undo log，在事务提交之后，Undo log可能不用了，就用它来回收。

4、Page Cleaner Thread

​ 协助Master Thread刷新脏页到磁盘的线程，它可以减轻Master Thread的工作压力，减少阻塞。

事务原理

redo log和undo log 保证了事务的**【原子性、一致性、持久性】**

锁机制+MVCC保证了事务的**【隔离性】**

redo log

redo log是如何来保证**持久性**的呢？

​ 重做日志，记录的是事务提交时，数据页的物理修改，是用来实现事务的持久性。

该日志文件由两部分组成

​ 1、重做日志缓冲（redo log buffer），在内存中。

​ 2、重做日志文件（redo log file），在磁盘中。

​ 当事务提交之后，会把所有的修改信息都存在该日志文件中。用于在刷新脏页到磁盘，发生错误时，进行数据恢复使用。

​ 【个人理解：当进行增删改时，先从Buffer Pool中找记录，如果没有，就从磁盘查找，然后加载的Buffer Pool中，在缓冲池中修改数据。当修改数据后【缓冲池中的数据和磁盘中的不一致，被称为脏页，脏页并不是实时刷新到磁盘的，后台线程会每隔一段时间，将脏页变化的数据，刷新到磁盘中】，同时会把修改数据的信息记录的redo log Buffer中，当事务提交之后，会将redolog Buffer刷新到磁盘中，当刷新脏页到磁盘中出现问题的时候，采用redolog file来恢复数据。】

​ 为什么不在事务提交之后，将缓冲池中的数据直接刷新到磁盘呢？还要将redolog Buffer刷新到磁盘当中呢？

​ 【如果每次提交，直接将Buffer Pool当中的数据直接刷新到磁盘当中，因为数据进行大量增删改，会产生随机磁盘IO，降低数据库性能。而直接使用redolog，因为其是日志文件，日志文件都是追加的，它此时是顺序磁盘IO，它的性能是要高于随机磁盘IO的】，过一段时间之后，就将脏页的数据，刷新到磁盘当中。

undolog

undolog如何解决事务的**原子性**呢？

​ 回滚日志，用来记录数据被修改之前的信息，作用包含两个：提供 回滚和MVCC（多版本并发控制）。

​ undolog和redolog记录物理日志不一样，它是逻辑日志。可以认为当delete一条记录时，undolog中会记录一条对应的insert日志，反之亦然（insert->delete）。当update一条数据时，它记录一条对应相反的update记录。当执行rollback时，就可以从undo log中的逻辑记录中，读取到对应的内容，并回滚。

​ Undo log销毁：undo log在事务执行时产生，事务提交时，并不会立即删除Undo log，因为这些日志还可能用于MVCC。

​ Undo log存储：undo log采用段的方式进行管理和记录，存放在rollback segment回滚段当中，内部包含1024个undo log segment。

MVCC

基本概念：

1、当前读

​ 读取的是记录的最新版本，读取时还要保证其它并发事务不能修改当前记录，会对读取的事务进行加锁。

select …lock in share mode（共享锁）

select …for update、 update、insert、delete都是排他锁，都是当前读。

例如：两个会话同时开启事务，会话1select查询，会话2update，即使会话2提交了，会话1的查询还是不变，因为MySQL设置的隔离级别为可重复读，所以读取不到最新的数据 。但是要想读取到最新的数据，可以设置select in share mode。

2、快照读

​ 简单的select（不加锁）就是快照读。快照读，读取的是记录数据的可见版本，有可能是历史数据，不加锁，是非阻塞读。

read committed：每次select，都生成一个快照表

repeatable read：开启事务后，第一个select才是快照读的地方。

serializable：快照读会退化为当前读。

3、MVCC

​ 全称 Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制。维护一个数据的多个版本，使得读写操作没有冲突，快照读为MySQL实现MVCC提供了一个非阻塞读功能。MVCC的具体实现，还需要依赖于数据库记录的**三个隐式字段、undolog日志、readView。**

MVCC实现原理

1、三个隐藏字段

id age name [db_trx_id、db_roll_ptr、db_row_id]

db_trx_id：最近修改事务ID，记录**插入这条记录或最后一次修改记录**的事务ID。

db_roll_ptr：回滚指针，指向这条记录的上一个版本，用于配合undoLog，指向上一个版本。

db_row_id：隐藏主键，如果表结构没有指定主键，将会生成该隐藏字段。

查看ibd文件的数据字典的信息：

ibd2sdi stu.ibd，可以看到隐藏字段。

2、undo log日志

回滚日志，在insert、update、delete的时候，产生的便于数据回滚的日志。

当insert的时候，产生的undo log日志只在回滚时需要，在事务提交之后，可以被立即删除。

而update、delete的时候，产生的undo log日志不仅在回滚时需要，在快照读的时候也需要，不会被立即删除。

undo log 版本链：

​ 不同事务或者是相同事务对同一条记录进行修改，会导致该记录的undo log生成一条记录版本链条，链表的头部是最新的旧记录，链表的尾部是最早的旧记录。

3、read view

读视图，是快照读SQL执行时，MVCC提取数据的依据，记录并维护系统当前活跃的事务（未提交）id。

read view中包含了四个核心字段：

字段	含义
m_ids	当前活跃的事务ID集合
min_trx_id	最小活跃事务ID
max_trx_id	预分配事务ID，==当前最大事务ID+1（因为事务ID是自增的）
creator_trx_id	readview创建者的事务ID

trx_id：代表当前事务ID

trx_id == creator_trx_id ？ 可以访问该版本

trx_id < min_trx_id ？ 可以访问该版本

trx_id > max_trx_id ？ 不可以访问该版本

min_trx_id <= trx_id <= max_trx_id 如果trxid不在m_ids中，是可以访问该版本的。

不同的隔离级别，生成ReadView的时机不同：

read comitted：在事务中，每一次执行快照读时生成readview。

repeatable read：仅在事务中第一次执行快照读时生成readview，后续复用该readview。

MySQL管理

系统数据库

数据库	含义
mysql	存储MySQL服务器正常运行所需要的各种信息（时区，主从，用户，权限等）
infomation_schema	提供了访问数据库元数据的各种表和视图，包含数据库、表、字段类型及访问权限等。
performance_schema	为MySQL服务器运行时提供了一个底层监控的功能，主要用于收集数据库服务器性能参数
sys	包含了一系列方便DBA和开发人员利用performance_schema性能数据库进行调优和诊断的视图

不登录直接执行MySQL语句：

mysql -h192.168.xxxx P3306 -uroot -p1234 pshdhx -e “select * from emp”

查看帮助文档：

mysqladmin --help

mysqlbinlog指令

mysqlshow指令

mysqldump指令

mysqldump -uroot -p1234 db01 > db01.sql