MySQL 四種事務隔離級的說明

時間 2019-11-20

標籤 mysql 四種事務隔離說明欄目 MySQL 简体版

原文原文鏈接

InnoDB默認是可重複讀的（REPEATABLE READ）。MySQL/InnoDB 提供SQL標準所描述的全部四個事務隔離級別。你能夠在命令行用--transaction-isolation選項，或在選項文件裏，爲全部鏈接設置默認隔離級別。
例如，你能夠在my.inf文件的[mysqld]節裏相似以下設置該選項：html

transaction-isolation = {READ-UNCOMMITTED | READ-COMMITTED | REPEATABLE-READ | SERIALIZABLE}

用戶能夠用SET TRANSACTION語句改變單個會話或者全部新進鏈接的隔離級別。它的語法以下：mysql

SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

注意：默認的行爲（不帶session和global）是爲下一個（未開始）事務設置隔離級別。若是你使用GLOBAL關鍵字，語句在全局對從那點開始建立的全部新鏈接（除了不存在的鏈接）設置默認事務級別。你須要SUPER權限來作這個。使用SESSION 關鍵字爲未來在當前鏈接上執行的事務設置默認事務級別。任何客戶端都能自由改變會話隔離級別（甚至在事務的中間），或者爲下一個事務設置隔離級別。

你能夠用下列語句查詢全局和會話事務隔離級別：sql

SELECT @@global.tx_isolation;
SELECT @@session.tx_isolation;
SELECT @@tx_isolation;

----以上手冊中的理論知識;
===========================================================================================
隔離級別髒讀（Dirty Read）不可重複讀（NonRepeatable Read）幻讀（Phantom Read）
===========================================================================================數據庫

未提交讀（Read uncommitted）可能可能可能session

已提交讀（Read committed）不可能可能可能性能

可重複讀（Repeatable read）不可能不可能可能命令行

可串行化（Serializable ）不可能不可能不可能rest

===========================================================================================htm

·未提交讀(Read Uncommitted)：容許髒讀，也就是可能讀取到其餘會話中未提交事務修改的數據blog

·提交讀(Read Committed)：只能讀取到已經提交的數據。Oracle等多數數據庫默認都是該級別 (不重複讀)

·可重複讀(Repeated Read)：可重複讀。在同一個事務內的查詢都是事務開始時刻一致的，InnoDB默認級別。在SQL標準中，該隔離級別消除了不可重複讀，可是還存在幻象讀

·串行讀(Serializable)：徹底串行化的讀，每次讀都須要得到表級共享鎖，讀寫相互都會阻塞

~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~

用例子說明各個級別的狀況：

① 髒讀: 髒讀就是指當一個事務正在訪問數據，而且對數據進行了修改，而這種修改尚未提交到數據庫中，這時，另一個事務也訪問這個數據，而後使用了這個數據。

session 1:
mysql> select @@global.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ       |
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select @@session.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@session.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ       |
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(1);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

session 2:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ        |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select @@global.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ   |        --------該隔離級別下(除了 read uncommitted)
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
Empty set (0.00 sec)              --------不會出現髒讀

mysql> set session transaction isolation level read uncommitted;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| READ-UNCOMMITTED       |   --------該隔離級別下
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |                                       --------REPEATABLE-READ級別出現髒讀

+------+
1 row in set (0.00 sec)

結論:session 2 在READ-UNCOMMITTED 下讀取到session 1 中未提交事務修改的數據.

② 不可重複讀:是指在一個事務內，屢次讀同一數據。在這個事務尚未結束時，另一個事務也訪問該同一數據。那麼，在第一個事務中的兩次讀數據之間，因爲第二個事務的修改，那麼第一個事務兩次讀到的的數據多是不同的。這樣就發生了在一個事務內兩次讀到的數據是不同的，所以稱爲是不可重複讀。

session 1:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| READ-COMMITTED         |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

session 2 :

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ        |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(2);  /也能夠更新數據
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.02 sec)

session 2 提交後,查看session 1 的結果;

session 1:

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |                             --------和第一次的結果不同,READ-COMMITTED 級別出現了不重複讀
|    2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

③ 可重複讀:

session 1:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ        |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

session 2 :

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ        |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(3);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)

session 2 提交後,查看session 1 的結果;

session 1:

mysql> select * from ttd;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |                                      --------和第一次的結果同樣,REPEATABLE-READ級別出現了重複讀
|    2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

(commit session 1 以後 再select * from ttd 能夠看到session 2 插入的數據3)

④ 幻讀:第一個事務對一個表中的數據進行了修改，這種修改涉及到表中的所有數據行。同時，第二個事務也修改這個表中的數據，這種修改是向表中插入一行新數據。那麼，之後就會發生操做第一個事務的用戶發現表中還有沒有修改的數據行，就好象發生了幻覺同樣。

mysql>CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB

mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation  |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ       | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+

實驗一：

t Session A                   Session B
|
| START TRANSACTION;          START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                             INSERT INTO t_bitfly
|                             VALUES (1, 'a');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                             COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry '1' for key 1
v (shit, 剛剛明明告訴我沒有這條記錄的)

如此就出現了幻讀，覺得表裏沒有數據，其實數據已經存在了，傻乎乎的提交後，才發現數據衝突了。

實驗二：

t Session A                  Session B
|
| START TRANSACTION;         START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                            INSERT INTO t_bitfly
|                            VALUES (2, 'b');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                            COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|
| UPDATE t_bitfly SET value='z';
| Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 0
| (怎麼多出來一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | z     |
| |    2 | z     |
| +------+-------+

本事務中第一次讀取出一行，作了一次更新後，另外一個事務裏提交的數據就出現了。也能夠看作是一種幻讀。
當隔離級別是可重複讀，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的狀況下，在搜索和掃描index的時候使用的next-key locks能夠避免幻讀。

再看一個實驗，要注意，表t_bitfly裏的id爲主鍵字段。

實驗三：
t Session A                 Session B
|
| START TRANSACTION;        START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly
| WHERE id<=1
| FOR UPDATE;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                           INSERT INTO t_bitfly
|                           VALUES (2, 'b');
|                           Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                           INSERT INTO t_bitfly
|                           VALUES (0, '0');
|                           (waiting for lock ...then timeout)
|                           ERROR 1205 (HY000):
|                           Lock wait timeout exceeded;
|                           try restarting transaction
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                           COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+

能夠看到，用id<=1加的鎖，只鎖住了id<=1的範圍，能夠成功添加id爲2的記錄，添加id爲0的記錄時就會等待鎖的釋放。

實驗四：一致性讀和提交讀
t Session A                      Session B
|
| START TRANSACTION;             START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| +----+-------+
|                                INSERT INTO t_bitfly
|                                VALUES (2, 'b');
|                                COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| |  2 | b     |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| |  2 | b     |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| +----+-------+

若是使用普通的讀，會獲得一致性的結果，若是使用了加鎖的讀，就會讀到「最新的」「提交」讀的結果。

自己，可重複讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務裏，若是保證了可重複讀，就會看不到其餘事務的提交，違背了提交讀；若是保證了提交讀，就會致使先後兩次讀到的結果不一致，違背了可重複讀。

能夠這麼講，InnoDB提供了這樣的機制，在默認的可重複讀的隔離級別裏，可使用加鎖讀去查詢最新的數據（提交讀）。
MySQL InnoDB的可重複讀並不保證避免幻讀，須要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖度使用到的機制就是next-key locks。

總結:

四個級別逐漸加強，每一個級別解決一個問題。事務級別越高,性能越差,大多數環境read committed 能夠用.記住4個隔離級別的特色(上面的例子);