从MySQL5.5开始，Innodb就成为MySQL的默认存储引擎了。可想而知，Innodb已经成为MySQL的主要生产方式。那Innodb到底有什么本事能够击败其它几位存储引擎而荣登宝座呢？下面，我就来和大家一起探讨探讨牛逼的Innodb引擎。Innodb涉及到的知识点比较多，所以我会分几篇来叙述，此篇主要介绍Innodb的基本概念和架构。
要了解Innodb，首先需要了解MySQL的ACID模型。何为ACID？ACID指的是事务的原子性（A）、一致性（C）、隔离性（I）、持久性（D）。
原子性表示事务是不可分割的。比如一个事务中包括一个插入操作和一个更新操作，那么这两个操作要么一起完成，要么一起撤销，不能某一个完成，另一个未完成。
一致性指的是关系一致性（个人理解），比如A表与B表有外键约束的关系，A表的主键是B表的外键，那么当A表某一个记录被删除时，B表引用此记录的行也要被删除，从而保证数据一致。
隔离性指某个事务内的操作对外界不可见，除非此事务被提交。比如同时有两个客户端对同一个表进行操作。A客户端首先读取了test表，查看到有一项记录t1=1，此时B客户端对test表进行更新操作，使t1=2，在B客户端进行更新操作后，A客户端再次读取test表，此时查看到的结果仍然是t1=1，这就表明B的操作对A是不可见的，这就叫做隔离性。
持久性，这个很好理解，就是指数据操作后要保持它的状态，无论服务器重启、关机。
Innodb是支持事务的存储引擎，为了使事务具有以上所描述的ACID特性。Innodb使出了浑身解数，运用了各种空间管理及锁管理技术，在保证运行效率的基础上实现了事务特性。下面，我们就来研究下Innodb到底是使用了哪些技术来实现这些特性的。
Innodb的锁
锁的作用是保证数据的一致性、隔离性与原子性。MySQL有行级锁与表级锁。行级锁可以对数据中的某一行加锁，当进程获取行级锁时，其它进程可对同一表中的其它行进行操作。而表级锁只能对整个表进行加锁。Innodb是实现行级锁的，当某一行被处理它的进程获取锁时，其它的进程就不能处理这一行了，而必须等待持有锁的进程释放锁后才能处理。这样，数据在某一时刻或某一事务中就只能被一个会话修改，从而保证数据的一致性。其原理和互斥资源的访问差不多。
Innodb实现了标准的行级锁，行级锁有两种类型，一种为共享锁，另一种为独占锁。共享锁允许多个会话同时读某一行，独占锁则不允许，必须等待直到持有锁的会话释放锁后才能读取。而对于写操作，共享锁与独占锁都必须等待持有锁的会话释放锁后才能获取锁，进而进行操作。
此外，MySQL为了支持更高粒度的锁机制，还设计了意向锁。意向锁是为正式加锁前做准备的。意向锁分为共享意向锁与独占意向锁。比如需要更新一条记录，那么，如果在执行更新记录前加上独占意向锁，那么在更新时会立即获得独占锁。设计意向锁的主要目的是向其它的会话展示当前会话正准备获取锁。意向锁为表级锁，并且它不会阻塞任何操作。下表主要展示行级锁与意向锁之间的兼容性。如果锁之间兼容，则事务可以同时获取，否则事务只能等待当前持有的锁释放才能获取。
X IX S IS
X 冲突 冲突 冲突 冲突
IX 冲突 兼容 冲突 兼容
S 冲突 冲突 兼容 兼容
IS 冲突 兼容 兼容 兼容
X为独占锁
IX为意向独占锁
S为共享锁
IS为意向共享锁
锁之间的冲突可能会导致死锁，如果两个会话互相等待对方释放锁，而自身又没有主动释放锁时就会导致死锁。以下是一个死锁的例子：
首先创建表并插入测试数据
mysql> CREATE TABLE t (i INT) ENGINE = InnoDB;
mysql> INSERT INTO t (i) VALUES(1);
A会话：
mysql> START TRANSACTION;
mysql> SELECT * FROM t WHERE i = 1 LOCK IN SHARE MODE;
B会话：
mysql> START TRANSACTION;
mysql> DELETE FROM t WHERE i = 1;
首先A会话获取共享锁，然后B会话删除记录，由于删除记录需要独占锁，而要获取独占锁，此行需先释放在A会话的共享锁。所以B会话会等待，而A会话确始终没有释放，从而导致死锁。
Innodb锁类型
Innodb的行级锁是几种不同类型的锁共同作用的。这几种类型分别为
Record lock
Gap lock
Next-key lock
下面简单介绍下这几种锁
Record lock是在索引记录上加锁，如果一个表没有设置索引，就用主键当索引，如果没有主键，则MySQL会生成一个隐藏的聚簇索引。
Gap lock是一个间隔锁，在某段索引记录的范围上加锁。如一个索引记录有这样几个值，1，5，10，13。那么当某个事务A插入值11时，这时事务A可能在5～13这个范围上加gap锁。如果事务B插入值12时，因为在5～13这个范围内，所以不允许插入。如果事务B插入值2，由于在gap锁范围外，则此操作将被允许。以下是我本机一个关于Gap锁的例子：
客户端A
mysql> select * from b where id<=9 for update;
+----+------+
| id | name |
+----+------+
| 1 | wang |
| 7 | eeee |
| 2 | wei |
| 3 | ak47 |
| 9 | ffff |
+----+------+
5 rows in set (0.00 sec)
客户端B
mysql> insert into b (id,name) values (123,'hhh');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> insert into b (id,name) values (6,'hhh');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
这就是由于B客户端获取不到Gap锁导致的。
Next-key lock是Record lock与Gap lock相结合后的锁。Next-key首先会使用Gap lock锁定范围，然后使用Record lock锁定具体的行。这是REPEATABLE-READ隔离级别的默认处理方式。
Innodb的隔离等级，也就是事务在隔离性上可以设置的隔离粒度。Innodb可以设置四个隔离级别，通过transaction-isolation参数设置，四个隔离级分别为：
REPEATABLE-READ（可重复读）
READ-COMMITTED (读提交)
READ-UNCOMMITTED（读未提交）
SERIALIZABLE（序列化）
下面，我们通过几个例子来叙述这四个隔离级别到底有哪些区别。首先将隔离级别设置为REPEATABLE-READ，由于Innodb默认的隔离级别就是REPEATABLE-READ，所以也可以不设置transaction-isolation参数。
按如下方式设计测试用例
任意客户端：
mysql > use test;
mysql > CREATE TABLE `b` (
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` varchar(45) DEFAULT NULL,PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=latin1;
mysql > insert into b values (1,wangweiak47),(2,wangweim4a1);
测试一：
A客户端
mysql > use test; 步骤一
mysql > start transaction; 步骤二
mysql > select * from b; 步骤三（观察点1）
mysql > insert into b (id,name) values (3,’google’); 步骤四
mysql > select * from b; 步骤五 （观察点2）
B客户端
mysql > use test; 步骤六
mysql > start transaction; 步骤七
mysql > select * from b 步骤八（观察点3）
测试二：
A客户端
mysql > use test; 步骤一
mysql > start transaction; 步骤二
mysql > select * from b; 步骤三（观察点1）
mysql > insert into b (id,name) values (3,’google’); 步骤四
mysql > select * from b; 步骤五（观察点2）
mysql > commit; 步骤六
B客户端
mysql > use test; 步骤七
mysql > start transaction; 步骤八
mysql > select * from b 步骤九（观察点3）
1、首先以REPEATABLE-READ模式启动服务器，按顺序执行以上步骤。
测试一中的观察点1的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
测试一中的观察点2的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
3 google
测试一中的观察点3的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
可知在A事务为提交的时候，B事务对A事务的插入操作是不可见的。
测试二中的观察点1的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
测试二中的观察点2的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
3 google
测试二中的观察点3的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
可知在A事务提交后，如果B事务未提交，则B事务对A事务的插入操作仍然是不可见的。在REPEATABLE-READ隔离级别，事务以第一次的查询快照为准，别的事务不管提交与否，对本事务均是不可见的。
2、以READ-COMMITTED模式启动服务器。注意，当设置READ-COMMITTED与READ-UNCOMMITTED隔离等级时，需设置参数binlog_format=row。
执行测试用例可知，测试一中的结果与REPEATABLE-READ隔离级别的测试结果相同。在测试二中，结果如下：
测试二中的观察点1的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
测试二中的观察点2的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
3 google
测试二中的观察点3的结果集为
id name
1 wangweiak47
2 wangweim4a1
3 google
在测试二中，当A事务提交后，B事务就能获取A事务最新插入的数据。如果B事务在A事务提交之前用相同的查询条件查询过结果集，那么B事务两次获取的结果集就会不一样，导致脏读。
3、以READ-UNCOMMITTED模式启动服务器，按测试用例执行后可知，在测试一中，当A事务进行插入操作未提交时，B事务就能获取A事务插入的数据。所以，它的隔离性更差。
4、SERIALIZABLE模式为最强的隔离等级，因为服务器是将事务串行化来逐个处理的，但这个模式下也会产生大量的超时。
--转自
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2014-12-30 16:06:42 |
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