1、RDBMS數據組織
RDBMS中數據組織涉及到兩個最基本的結構：表與索引。表中存儲的是完整記錄，通常有兩種組織形式：堆表(全部的記錄無序存儲，如Oracle/DB2/PostgreSQL)，或者是聚簇索引表(全部的記錄，按照記錄主鍵進行排序存儲，如InnoDB引擎)。索引中存儲的是完整記錄的一個子集，用於加速記錄的查詢速度，索引的組織形式，通常均爲B+樹結構。sql
2、RDBMS鎖的原則
2PL（二階段鎖Two-Phase Locking）：傳統RDBMS加鎖的一個原則，就是2PL，說的是鎖操做分爲兩個階段：加鎖階段與解鎖階段，而且保證加鎖階段與解鎖階段不相交。下面以MySQL爲例，來簡單看看2PL在MySQL中的實現。數據庫
從上圖能夠看出，2PL就是將加鎖/解鎖分爲兩個徹底不相交的階段。加鎖階段：只加鎖，不放鎖。解鎖階段：只放鎖，不加鎖。因此JDBC Connection須要經過commit/rollback來提交或者釋放鎖。併發
3、MVCC
MySQL是一個支持插件式存儲引擎的數據庫系統。不一樣引擎的表現，會有較大的區別。InnoDB存儲引擎實現的是基於多版本的併發控制協議——MVCC (Multi-Version Concurrency Control) (注：與MVCC相對的，是基於鎖的併發控制，Lock-Based Concurrency Control)。post
MVCC最大的好處，讀不加鎖，讀寫不衝突。在讀多寫少的OLTP應用中，讀寫不衝突是很是重要的，極大的增長了系統的併發性能，這也是爲何現階段，幾乎全部的RDBMS，都支持了MVCC。性能
在MVCC併發控制中，讀操做能夠分紅兩類：快照讀 (snapshot read)與當前讀 (current read)。快照讀，讀取的是記錄的可見版本 (有多是歷史版本)，不用加鎖。當前讀，讀取的是記錄的最新版本，而且，當前讀返回的記錄，都會加上鎖，保證其餘事務不會再併發修改這條記錄。優化
4、InnoDB一級索引、二級索引
每一個InnoDB表具備一個特殊的索引稱爲聚簇索引（也叫彙集索引，聚類索引，簇集索引）。若是表上定義有主鍵，該主鍵索引就是聚簇索引。若是未定義主鍵，MySQL取第一個惟一索引（unique）並且只含非空列（NOT NULL）做爲主鍵，InnoDB使用它做爲聚簇索引。若是沒有這樣的列，InnoDB就本身產生一個這樣的ID值，它有六個字節，並且是隱藏的，使其做爲聚簇索引。url
表中的聚簇索引（clustered index ）就是一級索引，除此以外，表上的其餘非聚簇索引都是二級索引，又叫輔助索引（secondary indexes）spa
5、Mysql鎖
5.一、鎖的分類：.net
一、共享鎖（S鎖、讀鎖）：容許併發的讀取同一資源, 但會阻塞其餘寫鎖的sql請求；插件
二、排他鎖（X鎖、寫鎖）：一個寫鎖會阻塞其餘的寫鎖或讀鎖，保證同一時刻只有一個鏈接能夠寫入數據。
recordLock（行鎖）：直接加在索引記錄上面，鎖住的是key，而非記錄自己（Oracle是經過在數據塊中對相應數據行加鎖來實現的）。若是該表上沒有任何索引，那麼Innodb會在後臺建立一個隱藏的聚簇索引，鎖住的就是這個隱藏的聚簇索引。即當一條sql沒有走任何索引時，那麼將會在每一條聚簇索引後面加X鎖，這個相似於表鎖，但原理上和表鎖應該是不一樣的。爲了效率考量，MySQL作了優化，對於不知足條件的記錄，會在判斷後放鎖，最終持有的，是知足條件的記錄上的鎖，可是不知足條件的記錄上的加鎖/放鎖動做不會省略。
gapLock（間隙鎖）：鎖定索引記錄間隙，確保索引記錄的間隙不變。間隙鎖是針對事務隔離級別爲可重複讀或以上的。
next key lock：recordLock+gapLock
5.二、鎖的策略
一、row lock(行鎖)：表中某些行被某個鏈接佔用了寫鎖，可是其餘行依然能夠被其餘鏈接請求讀鎖、寫鎖。
二、table lock(表鎖)：整個表被某一個鏈接佔用了寫鎖，致使其餘鏈接的讀鎖或者寫鎖都會阻塞；影響整個表的讀寫。一般發生在DDL語句\DML不走索引的語句中。
6、Sql分析
select * from table where xxx; （MVCC快照讀，通常不加鎖）
select * from table where xxx lock in share mode; (讀鎖，當前讀，顯示鎖，會阻塞其餘的寫鎖請求，但其餘的讀鎖請求沒有影響）
select * from table where xxx for update; (寫鎖，當前讀，顯示鎖，會阻塞其餘的讀寫請求，）
update tableName set xxx (寫鎖，當前讀，隱式鎖）
insert （寫鎖，當前讀，隱式鎖）
delete （寫鎖，當前讀，隱式鎖）
說明：爲何將插入/更新/刪除操做，都歸爲當前讀？能夠看看下面這個更新操做，在數據庫中的執行流程：
一個Update操做的具體流程：當Update SQL被髮給MySQL後，MySQL Server會根據where條件，讀取第一條知足條件的記錄，而後InnoDB引擎會將第一條記錄返回，並加鎖 (current read)。待MySQL Server收到這條加鎖的記錄以後，會再發起一個Update請求，更新這條記錄。一條記錄操做完成，再讀取下一條記錄，直至沒有知足條件的記錄爲止。所以，Update操做內部，就包含了一個當前讀。同理，Delete操做也同樣。Insert操做會稍微有些不一樣，簡單來講，就是Insert操做可能會觸發Unique Key的衝突檢查，也會進行一個當前讀。
注：根據上圖的交互，針對一條當前讀的SQL語句，InnoDB與MySQL Server的交互，是一條一條進行的，所以，加鎖也是一條一條進行的。先對一條知足條件的記錄加鎖，返回給MySQL Server，作一些DML操做；而後在讀取下一條加鎖，直至讀取完畢。
7、Mysql事務
ANSI/ISO SQL標準定義了4中事務隔離級別：讀未提交（read uncommitted），讀提交（read committed），重複讀（repeatable read），串行讀（serializable）。不一樣的隔離級別有不一樣的現象：
一、髒讀（dirty read）：一個事務能夠讀取另外一個還沒有提交事務的修改數據。
二、不可重複讀（nonrepeatable read）：在同一個事務中，同一個查詢在T1時間讀取某一行，在T2時間從新讀取這一行時候，這一行的數據已經發生修改，可能被更新了（update），也可能被刪除了（delete）。
三、幻像讀（phantom read）：在同一事務中，同一查詢屢次進行時候，因爲其餘插入操做（insert）的事務提交，致使每次返回不一樣的結果集。
不一樣的隔離級別有不一樣的現象，並有不一樣的鎖定/併發機制，隔離級別越高，數據庫的併發性就越差。在Oracle中默認的事務隔離級別是提交讀（read committed）。對於MySQL的Innodb的默認事務隔離級別是重複讀（repeatable read），Mysql中的RR不會髒讀、可重複讀（Innodb使用多版本一致性讀來實現），並不能徹底避免幻讀（這點和ANSI/ISO SQL標準定義的有所區別），須要加next key locks，可使顯示鎖(select * for update or lock in share mode）。
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