MySQLInnoDB四个事务级别与脏读、不重复读、幻读

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MySQLInnoDB四个事务级别与脏读、不重复读、幻读

来源: 作者: 时间:2016-01-28 09:18 【

MySQL InnoDB事务隔离级别脏读、可重复读、幻读MySQL InnoDB事务的隔离级别有四级,默认是可重复读(REPEATABLE READ)。 未提交读(READUNCOMMITTED)。另一个事务修改了数据,但尚

MySQL InnoDB事务隔离级别脏读、可重复读、幻读

MySQL InnoDB事务的隔离级别有四级,默认是“可重复读”(REPEATABLE READ)。

· 未提交读(READUNCOMMITTED)。另一个事务修改了数据,但尚未提交,而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据(脏读)。

· 提交读(READCOMMITTED)。本事务读取到的是最新的数据(其他事务提交后的)。问题是,在同一个事务里,前后两次相同的SELECT会读到不同的结果(不重复读)。

· 可重复读(REPEATABLEREAD)。在同一个事务里,SELECT的结果是事务开始时时间点的状态,因此,同样的SELECT操作读到的结果会是一致的。但是,会有幻读现象(稍后解释)。

· 串行化(SERIALIZABLE)。读操作会隐式获取共享锁,可以保证不同事务间的互斥。

四个级别逐渐增强,每个级别解决一个问题。

· 脏读,最容易理解。另一个事务修改了数据,但尚未提交,而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。

· 不重复读。解决了脏读后,会遇到,同一个事务执行过程中,另外一个事务提交了新数据,因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致。

· 幻读。解决了不重复读,保证了同一个事务里,查询的结果都是事务开始时的状态(一致性)。但是,如果另一个事务同时提交了新数据,本事务再更新时,就会“惊奇的”发现了这些新数据,貌似之前读到的数据是“鬼影”一样的幻觉。

CREATETABLE `t` (

`a` int(11) NOT NULL PRIMARY KEY

) ENGINE=InnoDBDEFAULT CHARSET=utf8;

insertINTO t(a)values(1),(2),(3);

上面的文字,读起来并不是那么容易让人理解,以下用几个实验对InnoDB的四个事务隔离级别做详细的解释,希望通过实验来加深大家对InnoDB的事务隔离级别理解。

实验一:解释脏读、可重复读问题

更新事务

事务A READ-UNCOMMITTED

事务B READ-COMMITTED,

事务C-1 REPEATABLE-READ

事务C-2 REPEATABLE-READ

事务D SERIALIZABLE

set autocommit =0;

 

 

 

 

 

start transaction ;

 

 

 

start transaction;

 

insert into t(a)values(4);

 

 

 

 

 

 

 

select * from t;

1,2,3,4(脏读:读取到了未提交的事务中的数据)

 

select * from t;

1,2,3(解决脏读)

select * from t;

1,2,3

 

select * from t;

1,2,3

select * from t;

1,2,3

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

commit;

 

 

 

 

 

 

select * from t:

1,2,3,4

select * from t:

1,2,3,4

select * from t:

1,2,3,4 (与上面的不在一个事务中,所以读到为事务提交后最新的,所以可读到4)

select * from t:

1,2,3(重复读:由于与上面的在一个事务中,所以只读到事务开始事务的数据,也就是重复读)

select * from t:

1,2,3,4

 

 

 

 

commit(提交事务,下面的就是一个新的事务,所以可以读到事务提交以后的最新数据)

 

 

 

 

 

select * from t:

1,2,3,4

 

READ-UNCOMMITTED 会产生脏读,基本很少适用于实际场景,所以基本不使用。

实验二:测试READ-COMMITTED与REPEATABLE-READ

事务A

事务B READ-COMMITTED

事务C REPEATABLE-READ

set autocommit =0;

 

 

start transaction ;

start transaction;

start transaction;

insert into t(a)values(4);

 

 

 

 

select * from t;

1,2,3

 

select * from t;

1,2,3

 

 

 

 

 

 

commit;

 

 

 

select * from t:

1,2,3,4

select * from t:

1,2,3(重复读:由于与上面的在一个事务中,所以只读到事务开始事务的数据,也就是重复读)

 

 

commit(提交事务,下面的就是一个新的事务,所以可以读到事务提交以后的最新数据)

 

 

select * from t:

1,2,3,4

REPEATABLE-READ可以确保一个事务中读取的数据是可重复的,也就是相同的读取(第一次读取以后,即使其他事务已经提交新的数据,同一个事务中再次select也并不会被读取)。

READ-COMMITTED只是确保读取最新事务已经提交的数据。

当然数据的可见性都是对不同事务来说的,同一个事务,都是可以读到此事务中最新数据的。

starttransaction;

insertinto t(a)values(4);

select *from t;

1,2,3,4;

insertinto t(a)values(5);

select *from t;

1,2,3,4,5;

实验三:测试SERIALIZABLE事务对其他的影响

事务A SERIALIZABLE

事务B READ-UNCOMMITTED

事务C READ-COMMITTED,

事务D REPEATABLE-READ

事务E SERIALIZABLE

set autocommit =0;

 

 

 

 

start transaction ;

 

 

start transaction;

 

select a from t union all select sleep(1000) from dual;

 

 

 

 

 

 

insert into t(a)values(5);

 

insert into t(a)values(5);

 

insert into t(a)values(5);

insert into t(a)values(5);

 

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

 

SERIALIZABLE 串行化执行,导致所有其他事务不得不等待事务A结束才行可以执行,这里特意使用了sleep函数,直接导致事务B,C,D,E等待事务A持有释放的锁。由于我sleep了1000秒,而innodb_lock_wait_timeout为120s。所以120s到了就报错HY000错误。

SERIALIZABLE是相当严格的串行化执行模式,不管是读还是写,都会影响其他读取相同的表的事务。是严格的表级读写排他锁。也就失去了innodb引擎的优点。实际应用很少。

实验四:幻读 

一些文章写到InnoDB的可重复读避免了“幻读”(phantom read),这个说法并不准确。

做个试验:(以下所有试验要注意存储引擎和隔离级别)

mysql>show create table t_bitfly\G;
CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk

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

试验4-1:

tSessionA 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, 刚刚明明告诉我没有这条记录的)

如此就出现了幻读,以为表里没有数据,其实数据已经存在了,傻乎乎的提交后,才发现数据冲突了。

试验4-2:

tSessionA 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
| (怎么多出来一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |z |
| | 2 |z |
| +------+-------+
|
v

本事务中第一次读取出一行,做了一次更新后,另一个事务里提交的数据就出现了。也可以看做是一种幻读。

------

那么,InnoDB指出的可以避免幻读是怎么回事呢?

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.

By default, InnoDB operatesin REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlogsystem variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searchesand index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoidingthe Phantom Problem Using Next-Key Locking”).

准备的理解是,当隔离级别是可重复读,且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下,在搜索和扫描index的时候使用的next-keylocks可以避免幻读。

关键点在于,是InnoDB默认对一个普通的查询也会加next-key locks,还是说需要应用自己来加锁呢?如果单看这一句,可能会以为InnoDB对普通的查询也加了锁,如果是,那和序列化(SERIALIZABLE)的区别又在哪里呢?

MySQL manual里还有一段:

13.2.8.5. Avoiding the PhantomProblem Using Next-Key Locking (http://dev..com/doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html)

Toprevent phantoms, InnoDB usesan algorithm called next-key locking that combinesindex-row locking with gap locking.

Youcan use next-key locking to implement a uniqueness check in your application:If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row youare going to insert, then you can safely insert your row and know that thenext-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyonemeanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key lockingenables you to “lock” the nonexistence of something in your table.

我的理解是说,InnoDB提供了next-key locks,但需要应用程序自己去加锁。manual里提供一个例子:

SELECT * FROM child WHERE id> 100 FOR UPDATE;

这样,InnoDB会给id大于100的行(假如child表里有一行id为102),以及100-102,102+的gap都加上锁。

可以使用showinnodb status来查看是否给表加上了锁。

再看一个实验,要注意,表t_bitfly里的id为主键字段。

实验4-3:

t SessionA 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 |
| +------+-------+
v

可以看到,用id<=1加的锁,只锁住了id<=1的范围,可以成功添加id为2的记录,添加id为0的记录时就会等待锁的释放。

MySQL manual里对可重复读里的锁的详细解释:

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/set-transaction.html#isolevel_repeatable-read

Forlocking reads (SELECT with FORUPDATE or LOCK IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements, lockingdepends on whether the statement uses a unique index with a unique searchcondition, or a range-type search condition. For a unique index with a uniquesearch condition, InnoDB locksonly the index record found, not the gap before it. For other searchconditions, InnoDB locksthe index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record)locks to block insertions by other sessions into the gaps covered by the range.

------

一致性读和提交读,先看实验,

实验4-4:

tSessionA Session B
|
| STARTTRANSACTION; 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 |
| +----+-------+
v

如果使用普通的读,会得到一致性的结果,如果使用了加锁的读,就会读到“最新的”“提交”读的结果。

本身,可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里,如果保证了可重复读,就会看不到其他事务的提交,违背了提交读;如果保证了提交读,就会导致前后两次读到的结果不一致,违背了可重复读。

可以这么讲,InnoDB提供了这样的机制,在默认的可重复读的隔离级别里,可以使用加锁读去查询最新的数据。

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-consistent-read.html

Ifyou want to see the “freshest” state of the database, you should use either theREAD COMMITTED isolation level or a locking read:
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;

------

结论:MySQLInnoDB的可重复读并不保证避免幻读,需要应用使用加锁读来保证。而这个加锁度使用到的机制就是next-keylocks。

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