MySQLInnoDB四個事務(wù)級別與臟讀、不重復(fù)讀、幻讀_MySQL

MySQL InnoDB事務(wù)的隔離級別有四級，默認(rèn)是“可重復(fù)讀”（REPEATABLE READ）。

· 未提交讀（READUNCOMMITTED）。另一個事務(wù)修改了數(shù)據(jù)，但尚未提交，而本事務(wù)中的SELECT會讀到這些未被提交的數(shù)據(jù)（臟讀）。

· 提交讀（READCOMMITTED）。本事務(wù)讀取到的是最新的數(shù)據(jù)（其他事務(wù)提交后的）。問題是，在同一個事務(wù)里，前后兩次相同的SELECT會讀到不同的結(jié)果（不重復(fù)讀）。

· 可重復(fù)讀（REPEATABLEREAD）。在同一個事務(wù)里，SELECT的結(jié)果是事務(wù)開始時時間點的狀態(tài)，因此，同樣的SELECT操作讀到的結(jié)果會是一致的。但是，會有幻讀現(xiàn)象（稍后解釋）。

· 串行化（SERIALIZABLE）。讀操作會隱式獲取共享鎖，可以保證不同事務(wù)間的互斥。

四個級別逐漸增強，每個級別解決一個問題。

· 臟讀，最容易理解。另一個事務(wù)修改了數(shù)據(jù)，但尚未提交，而本事務(wù)中的SELECT會讀到這些未被提交的數(shù)據(jù)。

· 不重復(fù)讀。解決了臟讀后，會遇到，同一個事務(wù)執(zhí)行過程中，另外一個事務(wù)提交了新數(shù)據(jù)，因此本事務(wù)先后兩次讀到的數(shù)據(jù)結(jié)果會不一致。

· 幻讀。解決了不重復(fù)讀，保證了同一個事務(wù)里，查詢的結(jié)果都是事務(wù)開始時的狀態(tài)（一致性）。但是，如果另一個事務(wù)同時提交了新數(shù)據(jù)，本事務(wù)再更新時，就會“驚奇的”發(fā)現(xiàn)了這些新數(shù)據(jù)，貌似之前讀到的數(shù)據(jù)是“鬼影”一樣的幻覺。

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，讀起來并不是那么容易讓人理解，以下用幾個實驗對InnoDB的四個事務(wù)隔離級別做詳細(xì)的解釋，希望通過實驗來加深大家對InnoDB的事務(wù)隔離級別理解。

實驗一：解釋臟讀、可重復(fù)讀問題

實驗二：測試READ-COMMITTED與REPEATABLE-READ

當(dāng)然數(shù)據(jù)的可見性都是對不同事務(wù)來說的，同一個事務(wù)，都是可以讀到此事務(wù)中最新數(shù)據(jù)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;

實驗三：測試SERIALIZABLE事務(wù)對其他的影響

實驗四：幻讀

一些文章寫到InnoDB的可重復(fù)讀避免了“幻讀”（phantom read），這個說法并不準(zhǔn)確。

做個試驗：(以下所有試驗要注意存儲引擎和隔離級別)

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 |
+-----------------------+-----------------+

試驗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,剛剛明明告訴我沒有這條記錄的)

如此就出現(xiàn)了幻讀，以為表里沒有數(shù)據(jù)，其實數(shù)據(jù)已經(jīng)存在了，傻乎乎的提交后，才發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)沖突了。

試驗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
| (怎么多出來一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |z |
| | 2 |z |
| +------+-------+
|
v

本事務(wù)中第一次讀取出一行，做了一次更新后，另一個事務(wù)里提交的數(shù)據(jù)就出現(xiàn)了。也可以看做是一種幻讀。

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那么，InnoDB指出的可以避免幻讀是怎么回事呢？

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

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”).

準(zhǔn)備的理解是，當(dāng)隔離級別是可重復(fù)讀，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情況下，在搜索和掃描index的時候使用的next-keylocks可以避免幻讀。

關(guān)鍵點在于，是InnoDB默認(rèn)對一個普通的查詢也會加next-key locks，還是說需要應(yīng)用自己來加鎖呢？如果單看這一句，可能會以為InnoDB對普通的查詢也加了鎖，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的區(qū)別又在哪里呢？

MySQL manual里還有一段：

13.2.8.5. Avoiding the PhantomProblem Using Next-Key Locking (http://dev.mysql.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 “l(fā)ock” the nonexistence of something in your table.

我的理解是說，InnoDB提供了next-key locks，但需要應(yīng)用程序自己去加鎖。manual里提供一個例子：

SELECT * FROM child WHERE id> 100 FOR UPDATE;

這樣，InnoDB會給id大于100的行（假如child表里有一行id為102），以及100-102，102+的gap都加上鎖。

可以使用showinnodb status來查看是否給表加上了鎖。

再看一個實驗，要注意，表t_bitfly里的id為主鍵字段。

實驗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加的鎖，只鎖住了id<=1的范圍，可以成功添加id為2的記錄，添加id為0的記錄時就會等待鎖的釋放。

MySQL manual里對可重復(fù)讀里的鎖的詳細(xì)解釋：

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.

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一致性讀和提交讀，先看實驗，

實驗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

如果使用普通的讀，會得到一致性的結(jié)果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結(jié)果。

本身，可重復(fù)讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務(wù)里，如果保證了可重復(fù)讀，就會看不到其他事務(wù)的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導(dǎo)致前后兩次讀到的結(jié)果不一致，違背了可重復(fù)讀。

可以這么講，InnoDB提供了這樣的機(jī)制，在默認(rèn)的可重復(fù)讀的隔離級別里，可以使用加鎖讀去查詢最新的數(shù)據(jù)。

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;

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結(jié)論：MySQLInnoDB的可重復(fù)讀并不保證避免幻讀，需要應(yīng)用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖度使用到的機(jī)制就是next-keylocks。

====================結(jié)尾====================

文章幻讀部分直接轉(zhuǎn)載了bitfly的文章： http://blog.bitfly.cn/post/mysql-innodb-phantom-read/

轉(zhuǎn)載請說明出處，包括參考文章出處。

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