@Scheduled(initialDelay = 1000, fixedDelay = 60000)
 
public void redisTest(){
 
Jedis jedis = jedisPool.getResource();
 
try{
 
jedis.set("red_packet_num","5000");
 
}catch (Exception e)
 
{
 
e.printStackTrace();
 
if (jedis != null) {
 
jedis.close();
 
}
 
}
 
finally {
 
if (jedis != null) {
 
jedis.close();
 
}
 
}
 
Lock lock=new ReentrantLock();
 
for(int i=0;i<2000;i++){
 
fixedThreadPool.execute(new Runnable() {
 
@Override
 
public void run() {
 
Jedis jedis = jedisPool.getResource();
 
try {
 
lock.lock();
 
String red_packet_num = jedis.get("red_packet_num");
 
int a = Integer.parseInt(red_packet_num) - 1;
 
jedis.set("red_packet_num", String.valueOf(a));
 
lock.unlock();
 
System.out.println("数据是：" + a+"当前线程是："+Thread.currentThread().getName()+"当前时间"+ CommonUtil.getCurrentTimeFormatForHMS());
 
}
 
catch (Exception e){
 
e.printStackTrace();
 
if (jedis != null) {
 
jedis.close();
 
}
 
}
 
finally {
 
if (jedis != null) {
 
jedis.close();
 
}
 
}
 
}
 
});
 
}
 
}
 
代码推荐调试看看，看处其中的处理操作逻辑，如何其中的推荐实践做实际实践看看吧，谢谢！

 
一、悲观锁 1、排它锁，当事务在操作数据时把这部分数据进行锁定，直到操作完毕后再解锁，其他事务操作才可操作该部分数据。这将防止其他进程读取或修改表中的数据。 2、实现：大多数情况下依靠数据库的锁机制实现 一般使用 select ...for update 对所选择的数据进行加锁处理，例如select * from account where name=”Max” for update， 这条sql
 
语句锁定了account 表中所有符合检索条件(name=”Max”)的记录。本次事务提交之前(事务提交时会释放事务过程中的锁)，外界无法修改这些记录。二、乐观锁 1、如果有人在你之前更新了，你的更新应当是被拒绝的，可以让用户重新操作。 2、
 
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关键词：MVCC、解决幻读、read_view、undo log、快照读、当前读
 
前言：
 
以下的分析均在mysql的InnoDB引擎下。
 
假设此时事务A与事务B同时执行。
 
1、定义：
 
MVCC(Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制)一种并发控制机制，在数据库中用来控制并发执行的事务，控制事务隔离进行。
 
2、核心思想：
 
MVCC是通过保存数据在某个时间点的快照来进行控制的。使用MVCC就是允许同一个数据记录拥有多个不同的版本。然后在查询时通过添加相对应的约束条件，就可以获取用户想要的对应版本的数据。
 
3、基本数据结构：
 
(1)redo log：
 
重做日志记录。存储事务操作的最新数据记录，方便日后使用。
 
(2)undo log：
 
撤回日志记录,也称版本链。当前事务未提交之前，undo log保存了当前事务的正在操作的数据记录的所有版本的信息，undo log中的数据可作为数据旧版本快照供其他并发事务进行快照读。每次有其它事务提交对当前数据行的修改，都是添加到undo log中。undo log是由每个数据行的多个不同的版本链接在一起构成的一个记录“链表”。如下图：
 

 
(3)read_view(快照)：
 
①read_view的简单理解：
 
会对数据在每个时刻的状态拍成照片记录下来。那么之后获取某时刻的数据时就还是原来的照片上的数据，是不会变的。其实也可以简单理解为是一个版本链的集合，只不过在这里的版本链是经过筛选的。
 
②read_view的基本结构：
 
read_view->creator_trx_id =当前事务id; # 当前的事务id
 
read_view->up_limit_id = 12654; # 当前活跃事务的最小id
 
read_view->low_limit_id = 12659; # 当前活跃事务的最小id
 
read_view->trx_ids = [12654, 12659]; # 当前活跃的事务的id列表，又称活跃事务链表。表示在记录当前快照时的所有活跃的、未提交的事务
 
read_view->m_trx_ids = 2; # 当前活跃的事务id列表长度
 
注意：
 
read_view中包含了活跃事务链表，这个链表表示此时还在活跃的事务，指的是那些在当前快照中还未提交的事务。(注意：新建事务(当前事务)与正在内存中commit 的事务不在活跃事务链表)。
 
read_view中不会显示所有的数据行，只会显示“可见”的记录。筛选方式如下所述。
 
③read_view的记录筛选方式：
 
前提：DATA_TRX_ID 表示每个数据行的最新的事务ID；up_limit_id表示当前快照中的最先开始的事务；low_limit_id表示当前快照中的最慢开始的事务，即最后一个事务。
 
如果记录的DATA_TRX_ID < up_limit_id：在创建read_view时，修改该记录的事务已提交，该记录可被快照中的事务读取到(即可见)。
 
如果DATA_TRX_ID >= low_limit_id：表示该记录是在当前read_view创建之后被其它事务修改的，该记录在当前快照中肯定不可见。此时需要从DB_ROLL_PTR指针所指向的回滚段中取出最新的undo-log的版本号, 然后用它继续重新开始整套比较算法。
 
如果up_limit_id <= DATA_TRX_ID < low_limit_i：
 
需要在活跃事务链表中查找是否存在ID为DATA_TRX_ID的值的事务。
 
如果存在，那么因为在活跃事务链表中的事务是未提交的，所以该记录是不可见的。此时需要从DB_ROLL_PTR指针所指向的回滚段中取出最新的undo-log的版本号, 然后用它继续重新开始整套比较算法。(详细分析为什么“不可见”：因为DATA_TRX_ID只有在事务提交之后才会更新，而此时因为事务还存在于活跃事务链表中，所以说明事务是还没有commit，所以此时不可能存在对应的数据行，只有在当前事务提交之后才会有对应的数据行。)
 
如果不存在，所以是可见的。(分析：按照上一点的对“不可见”原因的分析，可明白只能是当前本事务更新了这条记录，因为在当前read view中，只能是当前事务和正在内存中commit的事务不在事务活跃链表中，对于“正在内存中commit的事务”，因为它还没有commit，所以肯定是不可能读取到它的即将要commit的数据的，而所以只能是当前事务对这个数据行做了修改了，虽然未提交，但是因为是在当前事务中，所以肯定是可以读取到更新的数据的。
 
④read_view的更新方式：
 
注意：仅分析RC级别和RR级别，因为MVCC不适用于其它两个隔离级别。
 
a、对于Read Committed级别的：
 
基本描述：每次执行select都会创建新的read_view，更新旧read_view，保证能读取到其他事务已经COMMIT的内容(读提交的语义)；
 
详细分析：假设当前有事务A和事务A+1并发进行。在当前级别下，事务A每次select的时候会创建新的read_view，此时可以简单理解为事务A会提交，也就是让事务A执行完毕，然后创建一个新的事务比如是事务A+2。这样子的话，因为事务A+2的事务ID肯定是比事务A+1的ID大，所以就能够读取到事务A+1的更新了。那么便可以读取到在创建这个新的read_view之前事务A+1所提交的所有信息。这是RC级别下能读取到其他事务已经COMMIT的内容的原因所在。
 
b、对于Repeatable Read级别的：
 
第一次select时更新这个read_view，以后不会再更新，后续所有的select都是复用这个read_view。所以能保证每次读取的一致性，即都是读取第一次读取到的内容(可重复读的语义)。
 
注意：通过对read view的更新方式的分析可以得出：对于InnoDB下的MVCC来说，RR虽然比RC隔离级别高，但是开销反而相对少(因为不用频繁更新read_view)。
 
4、MVCC在mysql的具体实现：
 
(1)基本数据结构的定义：
 
在mysql中，在实现MVCC时，会为每一个表添加如下几个隐藏的字段：
 
6字节的DATA_TRX_ID：标记了最新更新这条行记录的transaction id，每处理一个事务，其值自动设置为当前事务ID(DATA_TRX_ID只有在事务提交之后才会更新)；
 
7字节的DATA_ROLL_PTR：一个rollback指针，指向当前这一行数据的上一个版本，找之前版本的数据就是通过这个指针，通过这个指针将数据的多个版本连接在一起构成一个undo log版本链；
 
6字节的DB_ROW_ID：隐含的自增ID，如果数据表没有主键，InnoDB会自动以DB_ROW_ID产生一个聚簇索引。这是一个用来唯一标识每一行的字段；
 
DELETE BIT位：用于标识当前记录是否被删除，这里的不是真正的删除数据，而是标志出来的删除。真正意义的删除是在commit的时候。
 

 
(2)增删改查：
 
①增加：INSERT
 
设置新记录的DATA_TRX_ID为当前事务ID，其他的采用默认的。
 
②删除：DELETE
 
修改DATA_TRX_ID的值为当前的执行删除操作的事务的ID，然后设置DELETE BIT为True，表示被删除
 
③修改：UPDATE <==> INSERT + DELETE
 
用X锁锁定该行(因为是写操作)；
 
记录redo log：将更新之后的数据记录到redo log中，以便日后使用；
 
记录undo log：将更新之后的数据记录到undo log中，设置当前数据行的DATA_TRX_ID为当前事务ID，回滚指针DATA_ROLL_PTR指向undo log中的当前数据行更新之前的数据行，同时设置更新之前的数据行的DATA_TRX_ID为当前事务ID，并且设置DELETE BIT为True，表示被删除。
 
④查找：SELECT
 
如果当前数据行的DELETE BIT为False，只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是数据行的DATA_TRX_ID必须小于等于当前事务的ID)，这确保当前事务读取的行都是事务之前已经存在的，或者是由当前事务创建或修改的行；
 
如果当前数据行的DELETE BIT为True，表示被删除，那么只能返回DATA_TRX_ID的值大于当前事务的行。获取在当前事务开始之前，还没有被删除的行。
 
注意：
 
a、此时就是要去查找read_view，判断其中是否有需要的记录；
 
b、就算在当前事务提交的时候，也不会读取到DATA_TRX_ID大于当前事务ID的数据记录(而默认情况下，RR隔离级别下，当前事务一commit，就能够读取到其他事务的commit)。这也是MVCC能够解决幻读的原因。
 
5、使用MVCC核心优势：
 
(1)在mysql中，使用MVCC本质上是为了在进行读操作的时候代替加锁，减少加锁带来的负担。
 
(2)在mysql的InnoDB引擎，并且是在RR隔离级别下，通过使用MVCC和gap锁来解决幻读问题(详细解决方式参见下方的第7点)。
 
6、MVCC与四大隔离级别的关系的分析：
 
分析了在MVCC的控制之下，如何实现四大隔离级别。
 
(1)Read Uncimmitted级别：
 
由于存在脏读，即能读到未提交事务的数据行，所以不适用MVCC。原因是MVCC的DATA_TRX_ID只有在事务提交之后才会更新，而在Read uncimmitted级别下，由于是读取未提交的，所以说MVCC在这个级别下是不适用的。
 
(2)Read Committed级别：
 
查找操作：
 
分析：假设当前有事务A、事务A+1、数据B(DATA_TRX_ID为A-1)。
 
事务A进行查找，此时找出事务ID小于它本身的，所以此时数据B可以被找到；
 
如果在事务A还没有执行完毕的时候，事务A+1对数据B进行了更新操作，那么此时数据B的undo log则被更新为“数据B(DATA_TRX_ID为A+1)-> 数据B(DATA_TRX_ID为A-1)”；
 
此时如果事务A再次进行查找操作，会更新read_view。更新旧的read_view，并且开启新的事务A+2。那么根据MVCC的规定，就能够找到数据B(DATA_TRX_ID为A+1)，可以找到更新之后的。这样子的话就等价于能够读取到别的事务commit的最新的数据记录。这就符合RC级别的语义。
 
(3)Repeatable Read级别：
 
查找操作：
 
分析：假设当前有：事务A、事务A+1，数据B(DATA_TRX_ID为A-1)。
 
事务A进行查找，此时找出事务ID小于它本身的，所以此时数据B可以被找到；
 
如果在事务A还没有执行完毕的时候，事务A+1对数据B进行了更新操作，那么此时数据B的undo log则被更新为“数据B(DATA_TRX_ID为A+1)-> 数据B(DATA_TRX_ID为A-1)”；
 
此时如果事务A再次进行查找操作，那么根据MVCC的规定，还是只能找到数据B(DATA_TRX_ID为A-1)(因为B(DATA_TRX_ID为A+1)的事务ID比当前事务A的事务ID大，所以不会被找到)，不会找到更新之后的。这样子的话就等价于只能够读取到事务A开始时读取到的数据记录。这就符合RR级别的语义。
 
(4)Serialization级别：
 
串行化由于是会对所涉及到的表加锁，并非行锁，自然也就不存在行的版本控制问题
 
总结：通过上面的分析可得：MVCC只适用于MySQL隔离级别中的读已提交(Read committed)和可重复读(Repeatable Read)
 
7、MVCC、gap锁解决幻读问题的分析：
 
前提：InnoDB引擎、RR隔离级别(gap锁只存在于这个级别下)
 
(1)首先了解数据记录的读取方式：快照读和当前读
 
①快照读：
 
读快照，可以读取数据的所有版本信息，包括旧版本的信息。其实就是读取MVCC中的read_view，同时结合MVCC进行相对应的控制；
 
select * from table where ?;
 
②当前读：
 
读当前，读取当前数据的最新版本。而且读取到这个数据之后会对这个数据加锁，防止别的事务更改。
 
(分析：在进行写操作的时候就需要进行“当前读”，读取数据记录的最新版本)
 
select * from table where ? lock inshare mode; # 读锁select * from table where ? for update; # 写锁insert into table values(…);update table set ? where?;delete from table where ?;
 
③RC和RR隔离级别下的快照读和当前读：
 
RC隔离级别下，快照读和当前读结果一样，都是读取已提交的最新；
 
RR隔离级别下，当前读结果是其他事务已经提交的最新结果，快照读是读当前事务之前读到的结果。RR下创建快照读的时机决定了读到的版本。
 
(2)解决幻读问题：
 
①对于快照读：通过MVCC来进行控制的，不用加锁。按照MVCC中规定的“语法”进行增删改查等操作，以避免幻读。(MVCC的具体内容参见上方第1点到第4点的分析)
 
②对于当前读：通过next-key锁(行锁+gap锁)来解决问题的。(next-key锁的分析：mysql中的锁)
 
(3)特殊语句分析：
 
“MVCC不能根本上解决幻读的情况？”
 
分析：这句话的含义是指对于快照读，那么是可以通过MVCC来解决的；但是对于当前读，则必须通过next-key锁(行锁+gap锁)来解决。
 
参考资料：

 
MySQL 的多版本并发控制(MVCC) 是干啥的？
 
MySQL 的多版本并发控制(MVCC) 是干啥的？
 
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来源：https://segmentfault.com/a/1190000037557620
 
作者：白菜1031
 
一、什么是多版本并发控制
 
多版本并发控制 技术的英文全称是 Multiversion Concurrency Control ，简称 MVCC 。
 
多版本并发控制(MVCC)
 
是通过保存数据在某个时间点的快照来实现并发控制的。也就是说，不管事务执行多长时间，事务内部看到的数据是不受其它事务影响的，根据事务开始的时间不同，每个事务对同一张表，同一时刻看到的数据可能是不一样的。
 
简单来说， 多版本并发控制
 
的思想就是保存数据的历史版本，通过对数据行的多个版本管理来实现数据库的并发控制。这样我们就可以通过比较版本号决定数据是否显示出来，读取数据的时候不需要加锁也可以保证事务的隔离效果。
 
可以认为 多版本并发控制(MVCC)
 
是行级锁的一个变种，但是它在很多情况下避免了加锁操作，因此开销更低。虽然实现机制有所不同，但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。
 
MySQL的大多数事务型存储引擎实现的都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑，它们一般都同时实现了多版本并发控制(MVCC)。不仅是MySQL，包括Oracle、PostgreSQL等其他数据库系统也都实现了MVCC，但各自的实现机制不尽相同，因为MVCC没有一个统一的实现标准，典型的有
 
乐观(optimistic)并发控制 和 悲观(pessimistic)并发控制 。
 
二、多版本并发控制解决了哪些问题
 
1. 读写之间阻塞的问题
 
通过 MVCC 可以让读写互相不阻塞，即读不阻塞写，写不阻塞读，这样就可以提升事务并发处理能力。
 
提高并发的演进思路：
 
普通锁，只能串行执行；
 
读写锁，可以实现读读并发；
 
数据多版本并发控制，可以实现读写并发。
 
2. 降低了死锁的概率
 
因为 InnoDB 的 MVCC 采用了乐观锁的方式，读取数据时并不需要加锁，对于写操作，也只锁定必要的行。
 
3. 解决一致性读的问题
 
一致性读也被称为 快照读
 
，当我们查询数据库在某个时间点的快照时，只能看到这个时间点之前事务提交更新的结果，而不能看到这个时间点之后事务提交的更新结果。
 
三、快照读与当前读
 
快照读(SnapShot Read) 是一种 一致性不加锁的读 ，是 InnoDB并发如此之高的核心原因之一 。
 
这里的 一致性 是指，事务读取到的数据，要么是 事务开始前就已经存在的数据 ，要么是 事务自身插入或者修改过的数据 。
 
不加锁的简单的 SELECT 都属于 快照读 ，例如：
 
`SELECT * FROM t WHERE id=1`
 
与 快照读 相对应的则是 当前读 ， 当前读 就是读取最新数据，而不是历史版本的数据。加锁的 SELECT 就属于当前读，例如：
 
SELECT * FROM t WHERE id=1 LOCK IN SHARE MODE;
 
SELECT * FROM t WHERE id=1 FOR UPDATE;
 
四、InnoDB 的 MVCC 是如何工作的
 
1. InnoDB 是如何存储记录的多个版本的
 
事务版本号
 
每开启一个事务，我们都会从数据库中获得一个事务 ID(也就是事务版本号)，这个事务 ID 是自增长的，通过 ID 大小，我们就可以判断事务的时间顺序。
 
行记录的隐藏列
 
InnoDB 的叶子段存储了数据页，数据页中保存了行记录，而在行记录中有一些重要的隐藏字段：
 
DB_ROW_ID ：6-byte，隐藏的行 ID，用来生成默认聚簇索引。如果我们创建数据表的时候没有指定聚簇索引，这时 InnoDB 就会用这个隐藏 ID 来创建聚集索引。采用聚簇索引的方式可以提升数据的查找效率。
 
DB_TRX_ID ：6-byte，操作这个数据的事务 ID，也就是最后一个对该数据进行插入或更新的事务 ID。
 
DB_ROLL_PTR ：7-byte，回滚指针，也就是指向这个记录的 Undo Log 信息。
 

 
InnoDB数据记录隐藏列
 
Undo Log
 
InnoDB 将行记录快照保存在了 Undo Log 里，我们可以在回滚段中找到它们，如下图所示：
 

 
Undo Log回滚历史记录
 
从图中能看到回滚指针将数据行的所有快照记录都通过链表的结构串联了起来，每个快照的记录都保存了当时的 db_trx_id，也是那个时间点操作这个数据的事务
 
ID。这样如果我们想要找历史快照，就可以通过遍历回滚指针的方式进行查找。
 
2. 在 可重复读(REPEATABLE READ) 隔离级别下， InnoDB 的 MVCC 是如何工作的
 
查询(SELECT)
 
InnoDB 会根据以下两个条件检查每行记录：
 
InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号)，这样可以 确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的 。
 
行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保 事务读取到的行，在事务开始之前未被删除 。
 
只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询结果。
 
插入(INSERT)
 
InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。
 
删除(DELETE)
 
InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。
 
删除在内部被视为更新，行中的一个特殊位会被设置为已删除。
 
更新(UPDATE)
 
InnoDB为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。
 
五、总结
 
多版本并发控制(MVCC) 在一定程度上实现了 读写并发 ，它只在 可重复读(REPEATABLE READ) 和
 
提交读(READ COMMITTED) 两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别都和 MVCC 不兼容，因为 未提交读(READ UNCOMMITTED) ，总是读取最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行。而 可串行化(SERIALIZABLE)
 
则会对所有读取的行都加锁。
 
行锁，并发，事务回滚 等多种特性都和MVCC相关。
 
参考
 
MySQL5.7文档：innodb-multi-versioning
 
《高性能MySQL》
 
end
 
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