1.MySQL MVCC机制详解
2.MySQL幻读：MVCC与间隙锁
3.MySQL 幻读问题
4.MySQL到底有没有解决幻读问题？这篇文章彻底给你解答
5.MySQL InnoDB 存储引擎锁详解与死锁分析
6.MySQL InnoDB 秒级快照原理与当前读

MySQL MVCC机制详解

       MySQL的MVCC机制，即多版本并发控制，照读照读是源码为实现其RC（Read Committed）和RR（Repeatable Read）隔离级别而设计的。事务在MySQL中是快l快引擎层面的功能，InnoDB引擎是照读照读常见的支持事务的引擎，而MyISAM不支持。源码中学网站源码HTTP下载

       事务的快l快四个特性包括：读未提交允许看到未提交的更改，可能导致脏读；读提交确保提交后数据可见，照读照读避免不可重复读；可重复读在事务执行期间保持数据一致性，源码但不阻塞其他事务的快l快修改；而串行化提供了最高的隔离级别，但性能较低。照读照读

       脏读和不可重复读是源码由于不同隔离级别的不足，如读未提交的快l快事务能看到未提交的修改，而读提交则可能看到其他事务提交后的照读照读变化。MVCC通过使用undo log（回滚日志）来解决这些问题。源码undo log记录事务操作，事务提交前可以撤销，形成时间线式的版本链。

       ReadView是MVCC的核心概念，它模拟快照，记录事务信息和活跃但未提交的事务列表。通过creator_trx_id、up_limit_id和low_limit_id等字段，ReadView判断undo log中的提交是否可见。查找过程从最新的commit记录开始，逐条判断，直到找到对当前事务可见的记录。

       具体操作中，根据不同的隔离级别，ReadView的智果源码生成时机不同。读提交每次查询都会生成新的ReadView，而可重复读则在事务开始时生成，后续的提交不会影响已生成的ReadView。这样就确保了在不同隔离级别下的数据一致性。

MySQL幻读：MVCC与间隙锁

       MySQL的幻读问题主要涉及MVCC（多版本并发控制）和间隙锁两种机制。在Read Committed和Read Repeatable隔离级别下，快照读通过MVCC来处理幻读，利用历史版本数据避免数据的不一致性。而当前读则通过间隙锁确保一致性，尤其是在RR（可重复读）级别，InnoDB默认的隔离级别，即使在不启用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，next-key locks（间隙锁）能防止索引扫描中的幻读现象，即保证事务在读取期间数据不会被其他事务插入或修改。

       如果需要实时数据，应用需要手动使用next-key locks，如在SELECT语句后加上lock in share mode，以获取最新的数据。然而，这会导致并发性能降低，因为涉及到加锁。MVCC的优势在于无锁并发，但不能保证实时数据，而next-key锁则提供实时数据但需要加锁。

       在RR级别下，虽然MVCC解决了重复读问题，但在某些场景下，它仍允许幻读，因为使用的jeesite 4 源码是历史数据。而要完全避免幻读，通常需要将快照读升级为当前读，此时MySQL会使用next-key locks确保数据的完整性和一致性。

       总之，MySQL的幻读处理策略依赖于事务隔离级别和锁定机制的选择，理解并正确使用这些机制对于保证数据一致性至关重要。对于更深入的学习，建议查阅官方文档或相关技术资料。

MySQL 幻读问题

       本文深入探讨MySQL中的幻读问题及其解决策略。在RR隔离级别下，事务间的第二次查询如果使用了与首次相同的快照读视图，将导致返回数据数量的差异，即出现幻读现象。

       幻读现象产生于快照读与当前读的混用。查询操作时，事务读取的是某一版本的数据快照，而更新操作使用的是最新的数据快照，导致数据不一致，引发幻读问题。

       要解决幻读问题，关键在于通过锁定机制来确保数据一致性。使用`SELECT ... FOR UPDATE`语句，可以阻止其他事务在当前事务未提交前执行影响数据的操作，从而避免幻读。

       需要注意的是，加锁策略取决于具体需求。通常，使用`SELECT * FROM ... WHERE ...`进行快照读时，无需加锁。unity 网游 源码而`SELECT ... FOR UPDATE`、`LOCK IN SHARE MODE`、`UPDATE`、`DELETE`等操作涉及当前读，需要加锁以确保数据一致性。

       锁机制在MVCC实现中发挥关键作用，通过索引加锁来管理读写操作。`FOR UPDATE`执行排他锁，`LOCK SHARE MODE`执行共享锁。此外，间隙锁和临键锁的概念也与此相关，用于保护数据的边界和临近项。

       综上所述，通过合理使用锁定机制和理解MVCC与锁的配合机制，可以有效避免幻读问题，确保数据读取和更新的一致性和完整性。

MySQL到底有没有解决幻读问题？这篇文章彻底给你解答

       MySQL InnoDB引擎在Repeatable Read（可重复读）隔离级别下，是否解决了幻读的问题？

       对此问题，网络上各种说法不一，有的人认为已经解决，而有的人则表示并未解决，甚至一些大V的观点也未能达成一致。

       本文将深入剖析这一问题，旨在彻底解答幻读问题。

       在解决幻读问题之前，我们需要了解一些基本概念。

       首先，我们需要创建一张用户表，以便进行数据验证。kesion商城源码

       并发事务可能会产生以下三个问题：

       1. 脏读：一个事务读取到其他事务未提交的数据。

       2. 不可重复读：一个事务读取到其他事务已修改的数据。

       3. 幻读：一个事务读取到其他事务新插入的数据。

       此外，我们还需要了解快照读和当前读的概念。

       快照读：读取数据的历史版本，不对数据加锁。

       当前读：读取数据的最新版本，并对数据进行加锁。

       接下来，我们再来探讨一下幻读问题。

       MySQL在Repeatable Read（可重复读）隔离级别下，只能说是部分解决了幻读问题。

       在快照读的情况下，MySQL通过MVCC（多版本并发控制）解决了幻读问题。

       在可重复读隔离级别下，第一次快照读时，会生成一个读视图。第二次快照读时，会复用第一次生成的读视图，因此两次查询的结果一致，从而解决了幻读问题。

       然而，在当前读的情况下，可重复读隔离级别并未解决幻读问题。

       当事务1进行两次查询时，由于每次执行当前读都会生成一个新的读视图，因此第二次查询的结果可能与第一次查询的结果不一致，从而导致幻读问题。

       为了解决这一问题，我们可以在可重复读隔离级别下，对数据进行加锁。

       例如，使用for update语句进行加锁，可以防止其他事务修改数据，从而彻底解决幻读问题。

MySQL InnoDB 存储引擎锁详解与死锁分析

       深入理解MySQL InnoDB存储引擎的锁机制与死锁解析

       在MySQL Server 8.0.的平台上，InnoDB存储引擎的锁机制主要包括latch（如mutex和rwlock）和事务锁（lock），它们确保了并发操作对数据一致性至关重要的临界区的正确访问。事务锁则进一步细分，如行级的共享锁（S Lock）用于读取，排他锁（X Lock）用于写入，严格的互斥规则如SXS、X、IS、IX等确保了并发操作的有序进行。

       在InnoDB中，我们面对的粒度锁不仅仅是行级，还包含意向锁（IS和IX），它们作为表级锁，帮助处理行级和表级的潜在冲突。快照读和当前读是两种基本读取策略：快照读基于历史版本，而当前读则获取最新的提交数据，事务的隔离级别会直接影响到加锁策略和读取行为。

       以apply_item表为例

       考虑一个名为apply_item的表，字段有主键id、有效标识valid、create_time和update_time。apply_id索引用于查询，valid用于控制软删除。非聚簇索引按apply_id排序，而聚簇索引则以id为依据。InnoDB的加锁规则受隔离级别、索引选择以及查询计划的影响，例如在RC和RR隔离级别下，更新操作会涉及X锁和IX锁的使用。

       解锁策略与影响

快照读: 对于基于id或apply_id的条件查询，InnoDB不会加锁，提供高效读取。

更新操作: 主键更新时，只锁定受影响的行，RR隔离级别下避免间隙锁。范围更新在RC下仅锁定范围，RR下加间隙锁以防止后续插入。

       深入到具体场景，如更新唯一索引（apply_id=5），在RC下只加行锁，而在RR下会加行锁和间隙锁。对于值不唯一的索引，RC下加行锁，RR则加行锁和范围锁。全表扫描在RR下可能导致全表行锁和间隙锁，造成阻塞，需避免。

       死锁的困境与应对

       死锁往往源于并发事务间的锁竞争，如事务1试图先锁id=2，然后id=4，而事务2先锁id=4，随后等待id=2。这种循环等待可能导致事务回滚。我在实际开发中曾遇到一次死锁，事务1和2分别持有idx_apply_id的锁，日志揭示了事务间的等待。死锁处理关键在于识别问题并调整，如调整事务操作顺序或拆分事务，以降低冲突。

       死锁记录：

       事务1（trx ）试图更新apply_item并等待id=4的锁。

       事务2（trx ）持有id=4的锁，等待id=2，被迫回滚。

       事务1继续执行，解锁并完成操作。

       总结来说，InnoDB的锁机制和隔离级别对于并发操作的效率和数据一致性至关重要。理解这些规则，有助于我们设计更有效的数据库操作，避免死锁这类性能瓶颈。深入了解MySQL-InnoDB锁分析和行锁规则，是优化数据库性能和维护数据一致性的重要步骤。

MySQL InnoDB 秒级快照原理与当前读

       MySQL中事务的启动有开始事务的两种方式。begin/start transaction 命令并不是事务的起点，只有在执行第一个操作InnoDB 表的语句时，事务才真正启动。若需立即启动事务，可使用transaction with consistent snapshot命令。

       第一种启动方式创建一致性视图是在执行第一个快照读语句时；第二种方式则是执行start transaction with consistent snapshot时。

       若事务C没有使用begin/commit命令，意味着其更新语句本身即为一个事务，语句执行完毕自动提交。事务B更新行后查询，事务A在只读事务中查询，时间顺序上晚于B。然而查询结果却出人意料：B查询到的k值是3，而A查询到的是1。

       按照常规推理，B查询到的应该是2，A查询到的应该是1。为何现实情况与预期不符？关键在于MySQL中的两个视图概念：view和InnoDB在MVCC（多版本并发控制）下的一致性读视图。

       在可重复读隔离级别下，事务启动时会“拍”一个快照。这个快照基于整个数据库，但如果库有G，复制出G数据创建快照会非常耗时，实际情况并非如此。快照的实现原理在于InnoDB中的事务ID和数据版本的管理。

       每个事务拥有唯一事务ID，每次事务更新数据，都会生成新版本，并赋予当前事务ID。数据表中的每行记录可能有多个版本，每个版本有自己的事务ID。通过undo log计算版本，实现事务间的隔离。

       可重复读要求事务能看到启动前提交的所有事务结果，但不认启动后生成的数据版本。InnoDB通过数组和高水位点构造一致性视图，数据版本可见性基于事务ID与视图的比较。

       事务启动时，将当前已启动未提交事务的事务ID存储至视图数组，高水位点代表数组最大值加一。**部分数据版本由未提交事务生成，事务会根据ID判断数据可见性。

       InnoDB实现秒级快照的关键在于事务ID和数据版本的关联与比较，基于此，事务A、B、C的查询结果得到合理解释。当前读机制导致B看到C的修改结果，且事务B的更新基于当前值进行，最终查询结果为3。

       当前读机制引起的问题可通过使用临时表或避免在同一表内查询更新数据来解决，以避免读取错误的版本。可重复读隔离级别下的查询只承认事务开始前已提交的数据，而读提交则只承认语句启动前已提交的数据。

       在可重复读中，查询根据一致性视图确定数据版本可见性；读提交中，每个语句前都重新计算视图；而当前读总是读取已提交的最新版本。

mysql原理（十） 当前读与快照读

        首先我们做一个模拟，执行以下的sql，其中有如下图数据：

        我把执行结果按照表格如下展示：

        分析：

        在会话1当中，只有当会话1的事务提交后，才能查到最终会话2更改的数据。

        在会话2当中，开启事务后更新数据，之后查询发现数据变成了。

        针对上面的现象我们进行个原理分析:

        实际上产生上述显现是因为InnoDB采用的MVCC（多版本并发控制），其中针对每条数据会有它自己的事务id，以及一个最大事务id。针对事务中数据每次修改，会产生不同的版本。

        1）假设开始id = 2的数据，其事务txid = ；

        2）当会话1开始，此时txid变成了，而会话2开启，txid又变成了，同理会话3会变成，此时都生成了不同版本的快照。

        3）会话1在事务当中去读取时候，采用了快照读的方式，即拿到一个的事务id，此时只会读取小于等于自己版本的数据，所以在事务中最终只能拿到值为的数据。

        4）会话2在更新数据的时候，采用的当前读的方式，即对数据增加X锁，获取最新的事务id，读取最新的版本数据。所以在更新之前，就读取到了age的年龄是，之后在进行+1，得到.

        总结一下：

        快照读解决了幻读的问题，即多次读取数据不一致的问题。

        update、insert、delete都会执行当前读，防止并发更新数据导致数据错误，此过程或添加X锁。