Innodb中的意向锁和double write认识

Posted 2021-01-05 yipaihushuo

最近去听了公司DBA对mysql InnoDB引擎分享，作为一枚程序员要深入理解InnoDB引擎的原理还是需要很多经验才能掌握的，但起码我们需要对开发需要用到的内容能做到掌握，并且在原理方面的理解需要有一个大体轮廓，以备不时之需。下面是我对分享听下来存在的二个疑惑，回来之后查阅相关知识，便有了这篇随笔。

 一、何为意向锁？

　　我们知道Innodb高并发特色就是支持行级锁这个东西，相对于表锁，行级锁通过把锁范围减少，从而提高了访问数据库的并发性能，这其实和我们写java局部代码加锁性能比加方法锁性能高是一样的道理。当数据库引擎同时支持行锁和表锁的时候，会存在冲突，所以就有了意向锁这个东西。

　　举个例子：事务1对表A对某行记录加了个排它锁(行锁)，进行写操作，这个时候事务2也需要对表A加个表级的排它锁。这个时候能给事务2加锁成功吗？答案当然是不能，如果事务2加锁成功意味着它能修改事务1加了行锁的记录，这明显就是违背了行级锁的意义了。

　　那需要解决的问题就是事务2要加表锁的时候，如何知道该不该给它加锁成功？总不能一行行遍历，如果发现有冲突的行级锁的就阻塞此次加锁行为吧?于是意向锁就被想出来了，它是InnoDB自动帮我们加的，不需要我们维护。意向锁也是个表锁，也分为共享锁和排他锁，有个意向锁之后就可以解决上面提到的问题了。

　　还是这个例子，我们看下InnoDB怎么帮我们自动加意向锁的。当事务1对需要对表A某行加个排它锁时候，InnoDB首先会为事务1给表A加个意向排它锁，获取意向排他锁成功，才能对行加排它锁。这里我们假设下事务1成功获取到了意向排它锁，从而成功对表A某行加了排它锁，进行写操作，这个时候事务2来了，它要对表A加个排它锁，这个时候它发现表A已经加上了意向排它锁了，于是事务2对表A进行加表锁请求会失败的，阻塞直到事务1完成为止。这就解决了我们上面说的问题了，并且行锁和表锁可以有序共存。

　　通过上面的例子，我们再结合下面这张图去理解下共享锁、排它锁、意向共享锁和意向排他锁的关系就清晰了。需要说明的事意向锁都是表锁，而共享锁和排它锁在行锁或者表锁都存在这2种类型。有个这张图再来解释上面例子里事务2想要获取表锁X，当前锁模式是IX，是不兼容了，所以就获取失败了，一目了然。

                                   

　　

二、有了redo log为何需要double write?

　　第二个疑惑是为何InnoDB需要有double write这个东西？开始我事这么想的，数据库恢复流程我们先不深究啊，这里假设事务提交了，redo log也写回到磁盘，那么当数据写回磁盘数据库page时，发生突然宕机重启后对数据库page进行一致性检查，如果发现有问题，那么通过redo log不就能解决修复page数据了吗？

　　通过查阅资料发现其实redo log不能修复数据是因为有2个原因，第一个原因是InnoDB对redo log设计问题导致，第二个原因数据库默认page大小与文件系统page大小存在差异，MySQL默认数据页大小是16K，而我们通常文件系统数据页大小是4K。正是由于这二个原因导致了仅仅依靠redo log在某些情况下是不能把有问题的page修复的。

　　我们先做第一个假设，一步步说明问题。假设数据库page size和文件系统一致，都是4K。那么数据库从内存中写回1个page到磁盘时，发生宕机，这1个page要么写回成功，要么写回不成功，如果不成功，重启的时候通过redo log,重写一次就可以了。当现在的问题是数据库page size是16K，也就是说我写1个page到磁盘，需要4次IO操作，假如我前2次IO操作成功，而后2次IO操作突然宕机，那么这个page在磁盘里就出现数据不一致了，如下图所示。

　　                               

　　这里又引出了由于redo log设计上造成不能对损害数据page进行修复的原因了。理想情况当机器重启的时候回对数据库page进行检查，当检查到这1块page是损害的，如果redo log记录的是该page完完整整的数据，那直接对该page重做即可，尴尬的是redo log记录的并不是完整数据日志，而是逻辑日志，也就是说它记录的是该page的操作记录，例如插入了一行记录A，更新了一行记录B，现在这个数据page又是损害的，那么它就无能为力了！至于redo log为什么要设计成这个样子，当然是有他的原因的，其中一个原因就是为了节省空间。

　　关于日志格式类型简单做个摘抄，有兴趣的同学移步到后面我们补充的参考链接或者自行了解，它分为三种。

　　第一种，物理的日志(Physical Log)，这种会完整记录page数据,优点就是在数据恢复的时候能完全恢复，缺点就是占用空间。

　　第二种，逻辑的日志(Logical Log)，这种大家也是很好理解的，它记录的表的操作记录，优点可读性强、占用空间小，缺点显然易见，在数据恢复能力上比较弱。

　　第三组，物理和逻辑结合的日志(Physiological Log)。前2种的优点结合，它记录的是page的操作记录，而不是表的操作记录，这样的话可读性强和占用空间小的优点还是有的，同时在数据恢复的时候，只要page没有被损害的情况下都能恢复，redo log就是采用这种设计方式，所以在page损害情况下由于不是记录完整数据，也是无能为力的。

　　于是乎InnoDB就设计了double write这一招出来了。明白前后因果关系后，理解double write就比较简单了。对于一个已经提交的事务，它的redo log是OK的，那么当需要把数据从内存写回到数据库磁盘的时候，我先把这部分page写到一个地方(共享表空间)，然后再把这部分page写到数据库磁盘，如果期间宕机了，没关系。重启的时候数据库依旧对每个page进行检查，如果page是完整的，对比redo log,看下谁的数据是最新的，假如是redo log是最新的，直接用重做redo log就好了，如果page是损害的，共享表空间肯定有该page完整数据page,因为数据库是先往共享表空间写完数据后，才对数据库磁盘里面表空间写数据的，直接用共享表空间数据覆盖即可。

 

三、总结

　　至此，随笔完成了。实际上数据的一些加锁和恢复机制肯定是非常复杂的，坦诚没有过多深入的了解，随笔只是按照个人理解和相关资料整理而来，旨在能用文字记录下一些东西，如有不严谨的地方望指教。

 

四、参考资料

　　http://www.uml.org.cn/sjjm/201205222.asp MySQL数据库InnoDB存储引擎Log漫游

　　https://blog.csdn.net/renfengjun/article/details/41541809 我理解的MySQL Double Write