目录
– mini-transaction• InnoDB锁 – 锁结构/类型/功能
InnoDB事务
– 事务结构/功能
– XA事务/Group Commit
– mini-transaction
InnoDB事务-结构
InnoDB事务-结构(cont.)
• trx_sys(全局唯一)
– mutex： critical section，控制事务的分配/提交/回滚
– max_trx_id： 当前系统最大的事务号 分配256次，写一次文件，持久化
– trx_list： 系统当前所有活跃事务链表
– view_list： 系统当前所有ReadView链表
• trx_struct(事务对象)
– id/no： 事务号，标识事务起始/提交顺序 • id用户可见，no用户不可见；共用trx_sys的max_trx_id进行分配 – xid： XA事务标识 – (global)read_view: 事务所属的ReadView
– trx_locks： 事务持有的所有lock(表锁/记录锁/Autoinc锁)
– wait_lock： 事务当前正在等待的lock
InnoDB事务-功能
快照读
– 创建ReadView，实现RC/RR隔离级别(MVCC时分析)
• 当前读
– 对表/记录加锁
– 同一事务，所有的锁，链成链表
• I/U/D
– 加锁
– 记录undo日志/redo日志
• 数据持久化
– 事务commit • 需要哪些操作？
• 数据回滚
– 事务rollback • 需要哪些操作？
InnoDB事务-XA事务
Why XA？ – 为了保证InnoDB redo log与MySQL binlog的一致性 – backup
XA Commit流程
– InnoDBprepare -> Binlog commit -> InnoDB commit
– Binlog作为事务协调器 – Transaction Coordinator
– 参数 – MySQL：sync_binlog – InnoDB：innodb_flush_log_at_trx_commit
Group Commit – MariaDB/Percona 5.5.19-rel24/MySQL 5.6
InnoDB事务-mini-transaction
mini-transaction(微事务) – 定义 • mini-transaction不属于事务；InnoDB内部使用
• 对于InnoDB内所有page的访问(I/U/D/S)，都需要mini-transaction支持
– 功能 • 访问page，对page加latch ( 只读访问： S latch ；写访问： X latch)
• 修改page，写redo日志 (mtr 本地缓存 )
• page操作结束，提交mini-transaction ( 非事务提交 ) – 将redo日志写入log buffer – 将脏页加入Flush List链表 – 释放页面上的 S/X latch
– 总结 • mini-transaction，保证单page操作的原子性(读/写单一page) • mini-transaction，保证多pages操作的原子性(索引SMO/记录链出，多pages访问的原子性)
InnoDB锁
– 锁结构/类型/功能
– 锁等待/死锁检测
– 自增序列锁(autoinc lock)
– 半一致读(semi-consistent read)
– 隐式锁(implicit lock)
InnoDB锁-定义
数据库中常用锁类型(Lock/Latch/Mutex)
– 相同 • 都是用来锁住一个资源
– 不同 • Lock (事务锁)
– 实现复杂；功能多样；可大量/长时间持有
– 支持死锁检测 – 用途：锁用户记录/表
• Latch (页面锁)
– 实现相对简单；功能相对简单；少量/短时间持有
– 不支持死锁检测
– 用途：Latch page，防止访问时页面被修改/替换(pin)
• Mutex (临界区锁)
– 最为简单(CAS, TAS); 功能简单；极短持有时间
– 无死锁检测 – 用途：保护critical section(临界区)
InnoDB锁-结构
lock_sys(Rec lock hash)
– InnoDB的行锁，通过hash表管理
– hash值，通过[space, page_no]计算：同一页面在同一hash bucket中
– 思考：表锁呢？
• lock_struct – trx_locks： 属于同一事务的锁链表
– type_mode： 加锁模式 • 一个锁对象，一个加锁模式 – hash： 记录锁在hash表中的指针
– index： 锁对应的索引 – rec_lock/tab_lock: 以上属于表锁/行锁共用结构，此处为不同结构
InnoDB锁-结构(cont.)
lock_rec_struct
– InnoDB行锁特殊结构
– InnoDB行锁实例，对应于一个索引页面中的所有记录 n_bits = page_dir_get_n_heap(page) + LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN; n_bytes = 1 + n_bits / 8; lock = mem_heap_alloc(trx->lock_heap, sizeof(lock_t) + n_bytes);
– 行锁实例的最后，是n_bytes的bitmap • bitmap的下标对应于page中的heap_no(记录唯一) • bitmap=1，heap_no记录加锁
InnoDB锁-行锁
行锁 – 行锁实例 • 对应 Index Page (聚簇 & 非聚簇)
– 行锁标识 • 记录在page中的heap_no
– heap_no • 记录插入page，分配 • 删除记录重用，heap_no可重用 • heap_no与slot_no不同 • heap_no不可用来查找记录
– 行锁实例(右图) • 根据查询条件，行锁实例bitmap 的1，3，6 bits设置为1，对应于 heap_no 1，3，6号记录
InnoDB锁-行锁开销
锁开销接近Oracle？ InnoDB 宣称自己的行锁代价接近于 Oracle ，一条记录用 1 bit 即可，实 际情况呢？ InnoDB 的行锁对象，管理一个 Page ，行锁上的 1 bit ，对应 Page 中的一条记录。一个 400 条记录的 Page ，一个行锁对象大小约为 102 bytes 。
锁一行 :
代价 为 102 bytes/ 行 ；
锁 400 行 :
代价 为 102 bytes/400 = 2 bits/ 行。
• 实际情况 – 锁一行代价巨大(如何优化，后续揭晓) – 锁一页代价较小
InnoDB锁-锁模式
数据锁模式
– 数据锁：仅仅锁住数据
LOCK_IS, LOCK_S, LOCK_IX, LOCK_X
– 意向锁：LOCK_IS, LOCK_IX • 表级锁；加记录锁前必须先加意向锁； • 功能： 杜绝行锁与表锁相互等待
非数据锁模式
– 不锁数据，标识数据前GAP的加锁情况；非数据锁与数据锁之间不冲突
– LOCK_ORDINARY • next key锁，同时锁住记录(数据)，并且锁住记录前面的Gap
– LOCK_GAP • Gap锁，不锁记录，仅仅记录前面的Gap
– LOCK_NOT_GAP • 非Gap锁，锁数据，不锁Gap
– LOCK_INSERT_INTENSION • Insert操作，若Insert的位置的下一项上已经有Gap锁， 则获取insert_intension锁，等待Gap锁释放
– LOCK_WAIT • 当前锁不能立即获取，需要等待
– 非数据锁兼容模式
InnoDB锁-实例分析
InnoDB锁-加锁总结
InnoDB锁-等待
InnoDB锁-死锁检测
死锁检测 – 加锁需要等待，则触发死锁检测
– 死锁检测由用户线程处理
– 构造Wait-For-Graph (WFG)
– 深度优先遍历 (递归) • 后续改为非递归实现(栈)
– 死锁检测过程中，持有kernel_mutex • 后续MySQL版本中，新增lock_sys->mutex
– 根据事务权重，选择牺牲者 • 事务权重：undo日志量 + 锁数量
InnoDB锁-分裂/合并/迁移
锁分裂 – 索引页面分裂 -> 锁分裂
• 锁合并 – 索引页面合并 -> 锁合并
• 锁迁移 – 插入记录 • Gap锁从插入后项迁移到新插入项
– 删除记录 • Gap锁从删除项迁移到删除后项
InnoDB锁-Autoinc锁
自增序列锁(Autoinc Lock) – 功能 • 复杂insert语句+statement binlog下，保证master-slave一致性
– 自增序列并发控制 • mutex： 简单Insert/replace语句 • Autoinc_lock： insert into select * from 语句
– 参数设置 • innodb_autoinc_lock_mode – 0，1，2
InnoDB锁-半一致读
Semi-Consistent Read(半一致读) – 目标 • 提高系统并发性能，减少锁等待
– 方案 • 当前读，可读取记录历史版本 • 不满足查询条件的记录，可提前放锁
– 前提 • Read Committed隔离级别 • innodb_locks_unsafe_for_binlog
InnoDB锁-隐式锁
Implict Lock(隐式锁)
– 目标 • 减少Insert时加锁开销，减少锁内存消耗 • 降低锁一行记录的情况( 锁一行代价巨大 )
– 方案 • Insert时，不加锁(Implict lock) • 后续scan(当前读)，如果碰到Implicit lock，则转换为Explicit lock • 延迟加锁
– Implicit Lock判断 • 聚簇索引 – 根据记录上的trx_id判断(trx_id 是否为活跃事务？ ) • 二级索引 – 根据索引页面上的max_trx_id + 回聚簇索引判断 (max_trx_id 是否小于最小活跃事务？ )
– 存在bug
InnoDB多版本
– ReadView
– 聚簇索引/二级索引
– 快照读
– Index Only Scan
– RC vs RR
– Purge
InnoDB多版本定义
一 条语句，能够 看到 ( 快照读 ) 本 语句开始时 (RC)/ 本 事务开始时 (RR) 已 经提交的 其他事务所做的修改
– 快照读 • 读记录历史版本，而非当前更新未提交版本 • 无需加锁，lock free • 语句级(RC)：语句开始时的快照 – 语句级ReadView • 事务级(RR)：事务开始时的快照 – 事务级ReadView
– 看到？ • 已提交的Insert/Update后项，可见并返回 • 已提交的Delete/Update前项，可见并略过
• ReadView
所谓 ReadView ，是一个事务的集合，这些事务在 ReadView 创建时是 活跃的 ( 未提交 / 回滚 )
read_view_struct – low_limit_no • 提交时间早于此值(trx->no < low_limit_no)的事务，可以被purge线程回收 • low_limit_no= trx_sys->max_trx_id
– low_limit_id • >= 此值(trx->id >= low_limit_id)的事务，当前ReadView均不可见 • low_limit_id= trx_sys->max_trx_id
– up_limit_id • < 此值(trx->id < up_limit_id)的事务，当前ReadView一定可见 • up_limit_id= ReadView创建时系统中最小活跃事务ID
– trx_ids[] • 系统中所有活跃事务id组成的数组
• 创建ReadView
– 获取kernel_mutex • 遍历trx_sys的trx_list链表，获取所有活跃事务，创建ReadView
– Read Committed • 语句开始，创建ReadView
– Repeatable Read • 事务开始，创建ReadView
ReadView创建
RC VS RR
InnoDB多版本-记录组织
聚簇索引记录 – DB_TRX_ID • 生成此记录的事务ID
– DB_ROLL_PTR • 此记录历史版本的指针
– Delete_Bit(未给出)
• 二级索引记录
– Delete_Bit – 索引页面，有DB_MAX_ID • 标识修改索引页面的最大事务ID
InnoDB多版本-更新
目的
– 测试各种更新场景下，聚簇索引记录/二级索引记录的变化
• 准备 create table test (id int primary key, comment char(50)) engine=innodb; create index test_idx on test(comment);
insert into test values (1, ‘aaa’); insert into test values (2, ‘bbb’);
更新主键
update test set id = 9 where id = 1;
– 旧记录标识为删除
– 插入一条新纪录
– 新旧记录前项均进入回滚段
更新非主键
update test set comment = ‘ccc’ where id = 9;
InnoDB更新总结
– 更新主键，聚簇索引/二级索引均无法进行in place update，均会产生 两个版本
– 更新非主键，聚簇索引可以in place update；二级索引产生两个版本
– 聚簇索引记录undo，二级索引不记录undo
– 更新聚簇索引，记录旧版本会进入Rollback Segment Undo Page
– 更新二级索引，同时需要判断是否修改索引页面的MAX_TRX_ID
– 属于同一事务的undo记录，在undo page中保存逆向指针
InnoDB多版本-可见性
InnoDB多版本-Cluster Index Scan
聚簇索引扫描
– 当前读 • 加锁；读取记录最新版本 • 通过记录的DB_TRX_ID判断 是否存在Implicit lock
– 快照读 • 不加锁； • 根据ReadView读取可见版本
– Index Only Scan • 一定为Index Only Scan
二级索引扫描
– 当前读 • 加锁(二级索引/聚簇索引) • 读取记录最新版本 • 通过page上的MAX_TRX_ID判断 是否可能存在Implicit lock
– 快照读 • 不加锁 • 读取记录唯一可见版本 – 如何过滤同一记录的不同版本？
– Index Only Scan • cont.
Index Only Scan
– 当前读 • 不能进行Index Only Scan – 当前读需要对聚簇索引记录加锁 – 当前读需要访问聚簇索引，读取记录所有列
– 快照读 • 访问索引不存在的列
– 不能进Index Only Scan
• 仅仅访问索引列
– 二级索引page的MAX_TRX_ID不可见-> 不能进行Index Only Scan » 此概率较小
– MAX_TRX_ID可见 -> 可进行Index Only Scan » 此概率极大
InnoDB多版本-实例讲解
MySQL Bugs 65745 UPDATE on InnoDB table enters recursion, eats all disk space
原因分析
– 更新主键字段，二级索引同样会产生Halloween问题
Purge
– 功能 • 回收索引页面中被删除 且不会被其他事务看到的项
– 实现流程 • 拷贝trx_sys ReadView链表中最老 的read_view，作为purge_read_view
• 遍历InnoDB系统中所有的Rollback Segment， 取出最老的提交事务
• 若purge_read_view.low_limit_no > old_trx.no； 说明对应的事务可以被purge
• 反向遍历事务的undo日志， 构造索引记录，查询并删除
– 参数/优化 • innodb_max_purge_lag() • innodb_purge_threads (since MySQL 5.6.2)
• InnoDB事务/锁/多版本总结
RR vs RC
– Read Committed • 优势
– 高并发，低锁开销：semi-consistent read – no gap lock；early unlock • 劣势
– 不支持statement binlog – 语句级快照读：每条语句，新建ReadView
– Repeatable Read • 优势 – 支持gap lock；statement binlog – 事务级快照读：一个事务，对应一个ReadView • 劣势 – 并发冲突高，加锁冲突更为剧烈 – 不支持semi-consistent read；不支持early unlock
事务Commit流程 – prepare • 将redo日志从log buffer写入log file，并flush – innodb_flush_log_at_trx_commit
– commit • 处理事务产生的undo pages – insert undo pages直接回收 – 获取事务的trx->no (标识提交顺序) – update undo pages链入history list，等待purge
• 释放事务持有的锁 – 唤醒必要的等待者
• 关闭事务的read_view
• 将redo日志写出，并flush – innodb_flush_log_at_trx_commit
事务Rollback流程 – 反向遍历undo日志并应用 • undo操作需要记录redo (undo的补偿日志)
– 以下流程，与commit一致 • 处理事务产生的undo pages
• 释放事务锁
• 关闭read_view
• 将redo日志写出，并flush