行锁有两种加锁逻辑,这一期我们聊聊其中之一的快速加锁。
作者:操盛春,爱可生技术专家,公众号『一树一溪』作者,专注于研究 MySQL 和 OceanBase 源码。
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行锁有两种加锁逻辑,这一期我们聊聊其中之一的快速加锁。
本文基于 MySQL 8.0.32 源码,存储引擎为 InnoDB。
1. 两种加锁逻辑
更新、删除记录都需要加行锁,读取、插入记录有时候也需要加行锁,这意味着加行锁是个比较频繁的操作。
对于频繁的操作,为了性能着想,优化是件必须要做的事。
为此,InnoDB 把加行锁操作分为两种逻辑:快速加锁、慢速加锁。
每次加行锁,只要满足快速加锁条件,就会走快速加锁逻辑,提升加锁效率,不满足时,才走慢速加锁逻辑。
2. 先拿个令牌
前面我们介绍过锁模块结构,它有个 rec_hash
属性,是个哈希表,用于管理 InnoDB 中所有的行锁结构。
学习过哈希表的读者应该有所了解,哈希表通常使用数组作为底层数据结构,来管理加入其中的对象。
既然 rec_hash 是个哈希表,它自然也用数组来管理行锁结构了。
数组有多少个单元,由 InnoDB 的 buffer pool 大小和一个数据页大小共同决定。计算公式如下:
CPP
// srv_buf_pool_size 为 buffer pool 大小
// UNIV_PAGE_SIZE 为一个数据页大小
// 两者的单位都是字节
5 * (srv_buf_pool_size / UNIV_PAGE_SIZE)
用一句话来概括上面的公式,那就是 buffer pool 中能存放的数据页数量的 5 倍。
对于哈希表,有一个必须要解决的问题是哈希冲突。
哈希冲突指的是加入哈希表的多个对象,有可能计算得到相同的哈希值,这种情况下,多个对象会映射到同一个数组单元。
rec_hash 解决冲突的方式,是把出现冲突的多个行锁结构串起来,形成一个链表。这样一来,出现冲突的那个数组单元,管理的就是包含多个行锁结构的链表,而不只是单个行锁结构。
没有出现冲突的数组单元怎么办?
它们各自管理的也是行锁结构链表,只是这些链表有点特殊,它们都只包含一个行锁结构。
每个数组单元都管理一个行锁结构链表,多个事务加行锁、事务提交或回滚时,如果同时读、写行锁结构链表,有可能会出现打架的情况。
读 ,指的是遍历行锁结构链表。
写,指的是把行锁结构加入链表,或者从链表中删除行锁结构。
为了避免多个事务打架,每个事务读、写行锁结构链表之前,都需要先拿到一个令牌,然后才能读、写行锁结构链表。
这里说的令牌是个稀缺物件,rec_hash 的每个数组单元只对应一个令牌。
多个事务读、写同一个数组单元管理的行锁结构链表,需要等待前面拿到令牌的事务把令牌还回去之后,等待中的事务才能按照先来后到的顺序拿到令牌。
前面介绍加表锁的流程时,我们说过 InnoDB 使用互斥量实现令牌。
加行锁的流程也同样使用互斥量来实现令牌。
InnoDB 为 rec_hash 的数组准备了 512 个互斥量,保存到一个名为 mutexes
的数组里。
每个事务读、写一个行锁结构链表之前,都需要获得这个链表对应的令牌,也就是 mutexes 数组中保存的某个互斥量。获得互斥量的步骤如下:
- 根据数据页的页号、表空间 ID 计算得到哈希值。
- 上一步的哈希值,对 rec_hash 的数组单元数量取模(哈希值 % 数组单元数量),得到一个结果。
- 上一步的结果,对 mutexes 数组中保存的互斥量数量取模(上一步的结果 % 512),得到数组下标。
- 根据上一步的数组下标,找到 mutexes 数组中对应的互斥量,然后申请获得这个互斥量(这一步可能需要等待)。
上面的第一个步骤,没来由的出现了数据页的页号
、表空间 ID
,是不是有点莫名其妙?
别急,现在是时候介绍它们两个了。
前面说过,读行锁结构链表,指的就是遍历行锁结构链表。这个操作通常出现在加行锁之前。
每次加行锁,都只会对一条记录加锁。遍历行锁结构链表之前,需要获得互斥量,第一个步骤中数据页的页号、表空间 ID,指的就是加行锁的这条记录所属数据页的页号、表空间 ID。
写行锁结构链表,指的是把行锁结构加入链表,或者从链表中删除行锁结构。
每个行锁结构都有个 page_id
属性,里面保存了这个行锁结构对应数据页的页号、表空间 ID。
写行锁结构链表之前,需要获得互斥量,第一个步骤中数据页的页号、表空间 ID,指的就是要加入链表或者要从链表中删除的行锁结构的 page_id 属性中保存的数据页的页号、表空间 ID。
3. 再获取行锁结构
InnoDB 每次加行锁,都只会对一条记录加锁。
加行锁时,经过前面介绍的获得互斥量的步骤之后,接下来要做的,是看看 rec_hash 中有没有加锁记录所属数据页对应的锁结构。这个操作的流程如下。
第 1 步,根据加锁记录所属数据页的页号、表空间 ID 计算得到哈希值。
第 2 步 ,上一步的哈希值,对 rec_hash 的数组单元数量取模(哈希值 % 数组单元数量),得到 rec_hash 的数组下标。
第 3 步,根据上一步的数组下标,得到对应的行锁结构链表。
第 4 步,遍历行锁结构链表,每次取一个行锁结构,然后判断这个行锁结构对应的数据页,是否和加锁记录所属的数据页相同。
碰到满足这个条件的第一个行锁结构,就结束遍历,这个行锁结构作为本次遍历的结果。
当然了,还有一种可能,就是遍历完整个链表,都没有满足这个条件的行锁结构。
不管上面的流程有没有找到行锁结构,结果都非常重要,因为这个结果是 InnoDB 决定走快速加锁逻辑还是慢速加锁逻辑的关键。
4. 快速加锁之一
前面获取加锁记录所属数据页的第一个行锁结构,如果没有获取到,说明不会有任何事务阻塞本次加行锁操作,可以走快速加速逻辑。
因为没有获取到加锁记录所属数据页的行锁结构,也就没有可以共用的行锁结构,所以需要为加锁记录申请一个新的行锁结构。
和表锁结构一样,申请新的行锁结构也分为两种情况。
情况 1,使用预先创建的行锁结构。
每个事务对象初始化时,会创建 8 个行锁结构,供事务运行过程中加行锁使用。
事务加行锁需要新的锁结构时,只要预先创建的这些行锁结构,还有空闲的,就可以拿一个来使用。
如果预先创建的行锁结构都被已经被使用了,那就进入情况 2
。
情况 2,创建新的行锁结构。
创建过程的第一步是申请一块内存,这块内存分为两部分。
第一部分
,用于存储行锁结构,大小为 96 字节。
第二部分
,是 bitmap 内存区域,用于标识这个行锁结构对应的数据页中有哪些记录加了锁。这部分的大小由加锁记录所属数据页中的记录数量决定。具体计算逻辑如下:
CPP
static size_t lock_size(const page_t *page) {
// 数据页中的记录数量
ulint n_recs = page_dir_get_n_heap(page);
/* Make lock bitmap bigger by a safety margin */
return (1 + ((n_recs + LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN) / 8));
}
以上代码中,n_recs 为数据页中的记录数量,LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN
为 64。
以加锁记录所属数据页中包含 6 条记录为例,利用上面的公式来计算 bitmap 内存区域的大小。
scss
// 70 整除 8,结果为 8
1 + ((6 + 64) / 8) = 1 + (70 / 8) = 1 + 8 = 9
关于 bitmap 内存区域,前面介绍行锁结构时,我们有过详细介绍,这里不再赘述。
分配内存之后,接下来要初始化行锁结构的各属性,以及 bitmap 内存区域。各属性中,需要重点介绍的是 type_mode
。
对于行锁结构,type_mode 属性的锁模式、锁类型、精确模式三个区域都会初始化。
type_mode 属性的第 1 ~ 4 位,是锁模式区域,本次加行锁的锁模式作为一个整数,写入这块区域中。
type_mode 属性的第 6 位会被设置为 1,表示这个锁结构对应的锁类型是行锁。
进入快速加锁逻辑,说明本次加行锁不需要等待,type_mode 属性的第 9 位不会被设置为 1。
上图是行锁结构的所有属性,除 type_mode 属性外,其它属性的初始化没有什么特殊的,不一一介绍了。
行锁结构的各属性初始化完成之后,就轮到 bitmap
内存区域了。
首先,这块内存区域的所有位都会被置为 0,然后本次加锁记录对应的位会被设置为 1。
后面的事务加行锁时,发现这个位被置为 1,就知道它对应的记录加了锁。
行锁结构的各属性、bitmap 内存区域初始化完成之后,就得到了一个已经初始化的行锁结构,接下来需要把它加入两个链表。
首先,把行锁结构加入 rec_hash 中某个数组单元对应的行锁结构链表,这个过程分为几个步骤:
- 根据加锁记录所属数据页的页号、表空间 ID 计算得到哈希值。
- 上一步的哈希值,对 rec_hash 的数组单元数量取模(哈希值 % 数组单元数量),得到 rec_hash 的数组下标。
- 根据上一步的数组下标,得到对应的行锁结构链表,并返回链表中的第一个行锁结构。
- 新的行锁结构放到第一个行锁结构之前,也就是加入链表的头部。
然后,新的行锁结构加入事务对象的 trx_locks 链表的尾部。
5. 快速加锁之二
前面获取加锁记录所属数据页的第一个行锁结构,如果获取到了,情况就复杂了一点点,因为既有可能走快速加锁逻辑,也有可能走慢速加锁逻辑。
如果这个锁结构命中了慢速加锁条件中的任何一个,就只能乖乖的走慢速加锁逻辑了,否则,也可以走快速加锁逻辑。
至于慢速加锁条件有哪些,先按下不表,稍后再说。
我们先来介绍第二种快速加锁逻辑,因为获取到了加锁记录所属数据页的第一个行锁结构,也就有了可以复用的行锁结构,本次加行锁不用再申请新的行锁结构。
因为不需要申请新的行锁结构,这种快速加锁逻辑比较简单,分为两种情况。
情况 1,如果获取到的行锁结构中,bitmap 内存区域对应本次加锁记录的位已经被设置为 1,说明当前事务已经对这条记录加了锁,本次加行锁的流程到此结束。
情况 2,如果获取到的行锁结构中,bitmap 内存区域对应本次加锁记录的位还是 0,那就把这个位设置为 1,本次加行锁的流程也就结束了。
6. 慢速加锁条件有哪些?
介绍第二种快速加锁逻辑时,我们提到了慢速加锁条件,现在是时候聊聊它们了。慢速加锁条件决定了走慢速加锁逻辑,还是走第二种快速加锁逻辑。
慢速加锁条件有四个,只要满足其中一个,就得乖乖的走慢速加锁逻辑。
条件 1,加锁记录所属的数据页,有两个或多个锁结构。这些锁结构有可能由一个或多个事务创建,这些事务可能包含,也可能不包含本次加锁的事务。
条件 2,前面获取到了加锁记录所属数据页的第一个行锁结构,但是这个锁结构不是当前事务创建的。
条件 3,获取到的第一个行锁结构的锁模式,和本次要加的行锁的锁模式不同。
条件 4,获取到的第一个行锁结构的 bitmap 内存区域空间不够,没有本次加锁记录对应的位,不能用于本次加锁操作。
7. 总结
快速条件的主要流程如下:
-
获取加锁记录所属数据页对应的第一个行锁结构(不管这个行锁结构是当前事务创建的,还是其它事务创建的)。
-
如果上一步没有获取到行锁结构,可以走第一种快速加锁逻辑。
首先,需要申请一个新的行锁结构,并初始化行锁结构的各属性、bitmap 内存区域。
然后,把行锁结构加入 rec_hash 中某个数组下标对应的行锁结构链表、当前事务对象的 trx_locks 链表。
-
如果上一步获取到了行锁结构,并且没有命中任何一个慢速加锁条件,可以走第二种快速加锁逻辑。
这种加锁逻辑很简单,只需要把行锁结构的 bitmap 内存区域中,本次加锁记录对应的位设置为 1(如果之前已经设置为 1,本次不需要重复操作)。
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