MySQL 4种事务的隔离级别

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事务的ACID:

    1)原子性(Atomic):事务中各项操作,要么全做要么全不做,任何一项操作的失败都会导致整个事务的失败;

    2)一致性(Consistent):事务结束后系统状态是一致的;

    3)隔离性(Isolated):并发执行的事务彼此无法看到对方的中间状态;

    4)持久性(Durable):事务完成后所做的改动都会被持久化,即使发生灾难性的失败。通过日志和同步备份可以在故障发生后重建数据。

如果不考虑事务的隔离性,会出现以下问题:

  • 幻读(Phantom Read):事务A重新执行一个查询,返回一系列符合查询条件的行,发现其中插入了被事务B提交的行。
  • 不可重复读(Unrepeatable Read):事务A重新读取前面读取过的数据,发现该数据已经被另一个已提交的事务B修改过了。
  • 脏读(Dirty Read):A事务读取B事务尚未提交的数据并在此基础上操作,而B事务执行回滚,那么A读取到的数据就是脏数据。

    小结:不可重复读的和幻读很容易混淆,不可重复读侧重于修改,幻读侧重于新增或删除。解决不可重复读的问题只需锁住满足条件的行,解决幻读需要锁表

隔离级别:

隔离级别 脏读(Dirty Read) 不可重复读(NonRepeatable Read) 幻读(Phantom Read)
未提交读(Read uncommitted) 可能 可能 可能    
已提交读(Read committed) 不可能 可能 可能
可重复读(Repeatable read) 不可能 不可能 可能
可串行化(Serializable ) 不可能 不可能 不可能

级别越高,数据越安全,但性能越低。

Oracle和SQL Server 默认隔离级别为 已提交读(Read committed)

MySQL 默认隔离级别为 可重复读(Repeatable read)

一个事务怎么会干扰其他事务呢?

咱们举例子来说明,假设有InnoDB表:

t(id PK, name);

 

表中有三条记录:

1, shenjian

2, zhangsan

3, lisi

 

case 1

事务A,先执行,处于未提交的状态:

insert into t values(4, wangwu);

 

事务B,后执行,也未提交:

select * from t;

 

如果事务B能够读取到(4, wangwu)这条记录,事务A就对事务B产生了影响,这个影响叫做“读脏”,读到了未提交事务操作的记录。

 

case 2

事务A,先执行:

select * from t where id=1;

 

结果集为:

1, shenjian

 

事务B,后执行,并且提交:

update t set name=xxoo where id=1;

commit;

 

事务A,再次执行相同的查询:

select * from t where id=1;

 

结果集为:

1, xxoo

 

这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这个影响叫做“不可重复读”,一个事务内相同的查询,得到了不同的结果。

 

case 3

事务A,先执行:

select * from t where id>3;

 

结果集为:

NULL

 

事务B,后执行,并且提交:

insert into t values(4, wangwu);

commit;

 

事务A,首次查询了id>3的结果为NULL,于是想插入一条为4的记录:

insert into t values(4, xxoo);

 

结果集为:

Error : duplicate key!

 

事务A的内心OS是:你TM在逗我,查了id>3为空集,insert id=4告诉我PK冲突?

 

这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这个影响叫做“幻读”。

 

可以看到,并发的事务可能导致其他事务:

  • 读脏

  • 不可重复读

  • 幻读

 

不同事务的隔离级别,实际上是一致性与并发性的一个权衡与折衷。

 

InnoDB的四种事务的隔离级别,分别是怎么实现的?

InnoDB使用不同的锁策略(Locking Strategy)来实现不同的隔离级别。

 

一,读未提交(Read Uncommitted)

这种事务隔离级别下,select语句不加锁。

画外音:官方的说法是

SELECT statements are performed in a nonlocking fashion.

 

此时,可能读取到不一致的数据,即“读脏”。这是并发最高,一致性最差的隔离级别。

 

二,串行化(Serializable)

这种事务的隔离级别下,所有select语句都会被隐式的转化为select ... in share mode.

 

这可能导致,如果有未提交的事务正在修改某些行,所有读取这些行的select都会被阻塞住。

画外音:官方的说法是

To force a plain SELECT to block if other transactions have modified the selected rows.

 

这是一致性最好的,但并发性最差的隔离级别。

 

在互联网大数据量,高并发量的场景下,几乎不会使用上述两种隔离级别。

 

三,可重复读(Repeated Read, RR)

这是InnoDB默认的隔离级别,在RR下:

 

(1)普通的select使用快照读(snapshot read),这是一种不加锁的一致性读(Consistent Nonlocking Read),底层使用MVCC来实现,具体的原理在《InnoDB并发如此高,原因竟然在这?》中有详细的描述;

 

(2)加锁的select(select ... in share mode / select ... for update), update, delete等语句,它们的锁,依赖于它们是否在唯一索引(unique index)上使用了唯一的查询条件(unique search condition),或者范围查询条件(range-type search condition):

  • 在唯一索引上使用唯一的查询条件,会使用记录锁(record lock),而不会封锁记录之间的间隔,即不会使用间隙锁(gap lock)与临键锁(next-key lock)

  • 范围查询条件,会使用间隙锁与临键锁,锁住索引记录之间的范围,避免范围间插入记录,以避免产生幻影行记录,以及避免不可重复的读

画外音:这一段有点绕,多读几遍。

 

关于记录锁,间隙锁,临键锁的更多说明,详见《InnoDB,select为啥会阻塞insert?》。

 

四,读提交(Read Committed, RC)

这是互联网最常用的隔离级别,在RC下:

 

(1)普通读是快照读;

 

(2)加锁的select, update, delete等语句,除了在外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会封锁区间,其他时刻都只使用记录锁;

 

此时,其他事务的插入依然可以执行,就可能导致,读取到幻影记录。

 

总结

  • 并发事务之间相互干扰,可能导致事务出现读脏,不可重复度,幻读等问题

  • InnoDB实现了SQL92标准中的四种隔离级别

(1)读未提交:select不加锁,可能出现读脏;

(2)读提交(RC):普通select快照读,锁select /update /delete 会使用记录锁,可能出现不可重复读;

(3)可重复读(RR):普通select快照读,锁select /update /delete 根据查询条件情况,会选择记录锁,或者间隙锁/临键锁,以防止读取到幻影记录;

(4)串行化:select隐式转化为select ... in share mode,会被update与delete互斥;

InnoDB默认的隔离级别是RR,用得最多的隔离级别是RC

 

对比Oracle :

相对mysql ,oracle的事务分显示提交,隐式提交,自动提交。

显示提交必须手动敲入commit或rollback命令。DML必须显示提交,包括的命令:update、insert、delete,这几个很好理解,但select也需要显示提交,有点难理解,select只是个查询语句,而且select似乎是DQL不是DML。我们可以考虑下select into from语句,select into是一个plsql语言中的复制语句,和:=实现的目标一样。

隐式提交就是DDL、DCL,包括create、drop、alter,grant、revoke。

转载于:https://my.oschina.net/rechardchensir/blog/1938565

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