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MySql隔离级别:RU / RC / RR / S + 脏读 / 不可重复读 / 幻读 / 可重复读

时间:2021-07-01 10:21:17 帮助过:31人阅读

稍后,我们要修改数据库的隔离级别,所以先了解一下具体的修改方式。

修改隔离级别的语句是:set [作用域] transaction isolation level [事务隔离级别],
SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}。

其中作用于可以是 SESSION 或者 GLOBAL,GLOBAL 是全局的,而 SESSION 只针对当前回话窗口。隔离级别是 {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE} 这四种,不区分大小写。

比如下面这个语句的意思是设置全局隔离级别为读提交级别。

mysql> set global transaction isolation level read committed;

MySQL 中执行事务

事务的执行过程如下,以 begin 或者 start transaction 开始,然后执行一系列操作,最后要执行 commit 操作,事务才算结束。当然,如果进行回滚操作(rollback),事务也会结束。

技术图片

需要注意的是,begin 命令并不代表事务的开始,事务开始于 begin 命令之后的第一条语句执行的时候。例如下面示例中,select * from xxx 才是事务的开始,

begin;
select * from xxx; 
commit; -- 或者 rollback;

另外,通过以下语句可以查询当前有多少事务正在运行。

select * from information_schema.innodb_trx;

好了,重点来了,开始分析这几个隔离级别了。

接下来我会用一张表来做一下验证,表结构简单如下:

CREATE TABLE `user` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `name` varchar(30) DEFAULT NULL,
  `age` tinyint(4) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=2 DEFAULT CHARSET=utf8

初始只有一条记录:

mysql> SELECT * FROM user;
+----+-----------------+------+
| id | name            | age  |
+----+-----------------+------+
|  1 | 古时的风筝        |    1 |
+----+-----------------+------+

读未提交

MySQL 事务隔离其实是依靠锁来实现的,加锁自然会带来性能的损失。而读未提交隔离级别是不加锁的,所以它的性能是最好的,没有加锁、解锁带来的性能开销。但有利就有弊,这基本上就相当于裸奔啊,所以它连脏读的问题都没办法解决。

任何事务对数据的修改都会第一时间暴露给其他事务,即使事务还没有提交。

下面来做个简单实验验证一下,首先设置全局隔离级别为读未提交。

set global transaction isolation level read uncommitted;

设置完成后,只对之后新起的 session 才起作用,对已经启动 session 无效。如果用 shell 客户端那就要重新连接 MySQL,如果用 Navicat 那就要创建新的查询窗口。

启动两个事务,分别为事务A和事务B,在事务A中使用 update 语句,修改 age 的值为10,初始是1 ,在执行完 update 语句之后,在事务B中查询 user 表,会看到 age 的值已经是 10 了,这时候事务A还没有提交,而此时事务B有可能拿着已经修改过的 age=10 去进行其他操作了。在事务B进行操作的过程中,很有可能事务A由于某些原因,进行了事务回滚操作,那其实事务B得到的就是脏数据了,拿着脏数据去进行其他的计算,那结果肯定也是有问题的。

顺着时间轴往表示两事务中操作的执行顺序,重点看图中 age 字段的值。

技术图片

读未提交,其实就是可以读到其他事务未提交的数据,但没有办法保证你读到的数据最终一定是提交后的数据,如果中间发生回滚,那就会出现脏数据问题,读未提交没办法解决脏数据问题。更别提可重复读和幻读了,想都不要想。

读提交

既然读未提交没办法解决脏数据问题,那么就有了读提交。读提交就是一个事务只能读到其他事务已经提交过的数据,也就是其他事务调用 commit 命令之后的数据。那脏数据问题迎刃而解了。

读提交事务隔离级别是大多数流行数据库的默认事务隔离界别,比如 Oracle,但是不是 MySQL 的默认隔离界别。

我们继续来做一下验证,首先把事务隔离级别改为读提交级别。

set global transaction isolation level read committed;

之后需要重新打开新的 session 窗口,也就是新的 shell 窗口才可以。

同样开启事务A和事务B两个事务,在事务A中使用 update 语句将 id=1 的记录行 age 字段改为 10。此时,在事务B中使用 select 语句进行查询,我们发现在事务A提交之前,事务B中查询到的记录 age 一直是1,直到事务A提交,此时在事务B中 select 查询,发现 age 的值已经是 10 了。

这就出现了一个问题,在同一事务中(本例中的事务B),事务的不同时刻同样的查询条件,查询出来的记录内容是不一样的,事务A的提交影响了事务B的查询结果,这就是不可重复读,也就是读提交隔离级别。

技术图片

每个 select 语句都有自己的一份快照,而不是一个事务一份,所以在不同的时刻,查询出来的数据可能是不一致的。

读提交解决了脏读的问题,但是无法做到可重复读,也没办法解决幻读。

可重复读

可重复是对比不可重复而言的,上面说不可重复读是指同一事物不同时刻读到的数据值可能不一致。而可重复读是指,事务不会读到其他事务对已有数据的修改,及时其他事务已提交,也就是说,事务开始时读到的已有数据是什么,在事务提交前的任意时刻,这些数据的值都是一样的。但是,对于其他事务新插入的数据是可以读到的,这也就引发了幻读问题。

同样的,需改全局隔离级别为可重复读级别。

set global transaction isolation level repeatable read;

在这个隔离级别下,启动两个事务,两个事务同时开启。

首先看一下可重复读的效果,事务A启动后修改了数据,并且在事务B之前提交,事务B在事务开始和事务A提交之后两个时间节点都读取的数据相同,已经可以看出可重复读的效果。

技术图片

可重复读做到了,这只是针对已有行的更改操作有效,但是对于新插入的行记录,就没这么幸运了,幻读就这么产生了。我们看一下这个过程:

事务A开始后,执行 update 操作,将 age = 1 的记录的 name 改为“风筝2号”;

事务B开始后,在事务执行完 update 后,执行 insert 操作,插入记录 age =1,name = 古时的风筝,这和事务A修改的那条记录值相同,然后提交。

事务B提交后,事务A中执行 select,查询 age=1 的数据,这时,会发现多了一行,并且发现还有一条 name = 古时的风筝,age = 1 的记录,这其实就是事务B刚刚插入的,这就是幻读。

技术图片

要说明的是,当你在 MySQL 中测试幻读的时候,并不会出现上图的结果,幻读并没有发生,MySQL 的可重复读隔离级别其实解决了幻读问题,这会在后面的内容说明

串行化

串行化是4种事务隔离级别中隔离效果最好的,解决了脏读、可重复读、幻读的问题,但是效果最差,它将事务的执行变为顺序执行,与其他三个隔离级别相比,它就相当于单线程,后一个事务的执行必须等待前一个事务结束。

MySQL 中是如何实现事务隔离的

首先说读未提交,它是性能最好,也可以说它是最野蛮的方式,因为它压根儿就不加锁,所以根本谈不上什么隔离效果,可以理解为没有隔离。

再来说串行化。读的时候加共享锁,也就是其他事务可以并发读,但是不能写。写的时候加排它锁,其他事务不能并发写也不能并发读。

最后说读提交和可重复读。这两种隔离级别是比较复杂的,既要允许一定的并发,又想要兼顾的解决问题。

实现可重复读

为了解决不可重复读,或者为了实现可重复读,MySQL 采用了 MVVC (多版本并发控制) 的方式。

我们在数据库表中看到的一行记录可能实际上有多个版本,每个版本的记录除了有数据本身外,还要有一个表示版本的字段,记为 row trx_id,而这个字段就是使其产生的事务的 id,事务 ID 记为 transaction id,它在事务开始的时候向事务系统申请,按时间先后顺序递增。

技术图片

按照上面这张图理解,一行记录现在有 3 个版本,每一个版本都记录这使其产生的事务 ID,比如事务A的transaction id 是100,那么版本1的row trx_id 就是 100,同理版本2和版本3。

在上面介绍读提交和可重复读的时候都提到了一个词,叫做快照,学名叫做一致性视图,这也是可重复读和不可重复读的关键,可重复读是在事务开始的时候生成一个当前事务全局性的快照,而读提交则是每次执行语句的时候都重新生成一次快照。

对于一个快照来说,它能够读到那些版本数据,要遵循以下规则:

  1. 当前事务内的更新,可以读到;
  2. 版本未提交,不能读到;
  3. 版本已提交,但是却在快照创建后提交的,不能读到;
  4. 版本已提交,且是在快照创建前提交的,可以读到;

利用上面的规则,再返回去套用到读提交和可重复读的那两张图上就很清晰了。还是要强调,两者主要的区别就是在快照的创建上,可重复读仅在事务开始是创建一次,而读提交每次执行语句的时候都要重新创建一次。

并发写问题

存在这的情况,两个事务,对同一条数据做修改。最后结果应该是哪个事务的结果呢,肯定要是时间靠后的那个对不对。并且更新之前要先读数据,这里所说的读和上面说到的读不一样,更新之前的读叫做“当前读”,总是当前版本的数据,也就是多版本中最新一次提交的那版。

假设事务A执行 update 操作, update 的时候要对所修改的行加行锁,这个行锁会在提交之后才释放。而在事务A提交之前,事务B也想 update 这行数据,于是申请行锁,但是由于已经被事务A占有,事务B是申请不到的,此时,事务B就会一直处于等待状态,直到事务A提交,事务B才能继续执行,如果事务A的时间太长,那么事务B很有可能出现超时异常。如下图所示。

技术图片

加锁的过程要分有索引和无索引两种情况,比如下面这条语句

update user set age=11 where id = 1

id 是这张表的主键,是有索引的情况,那么 MySQL 直接就在索引数中找到了这行数据,然后干净利落的加上行锁就可以了。

而下面这条语句

update user set age=11 where age=10

表中并没有为 age 字段设置索引,所以, MySQL 无法直接定位到这行数据。那怎么办呢,当然也不是加表锁了。MySQL 会为这张表中所有行加行锁,没错,是所有行。但是呢,在加上行锁后,MySQL 会进行一遍过滤,发现不满足的行就释放锁,最终只留下符合条件的行。虽然最终只为符合条件的行加了锁,但是这一锁一释放的过程对性能也是影响极大的。所以,如果是大表的话,建议合理设计索引,如果真的出现这种情况,那很难保证并发度。

解决幻读

上面介绍可重复读的时候,那张图里标示着出现幻读的地方实际上在 MySQL 中并不会出现,MySQL 已经在可重复读隔离级别下解决了幻读的问题。

前面刚说了并发写问题的解决方式就是行锁,而解决幻读用的也是锁,叫做间隙锁,MySQL 把行锁和间隙锁合并在一起,解决了并发写和幻读的问题,这个锁叫做 Next-Key锁。

假设现在表中有两条记录,并且 age 字段已经添加了索引,两条记录 age 的值分别为 10 和 30。

技术图片

此时,在数据库中会为索引维护一套B+树,用来快速定位行记录。B+索引树是有序的,所以会把这张表的索引分割成几个区间。

技术图片

如图所示,分成了3 个区间,(负无穷,10]、(10,30]、(30,正无穷],在这3个区间是可以加间隙锁的。

之后,我用下面的两个事务演示一下加锁过程。

技术图片

在事务A提交之前,事务B的插入操作只能等待,这就是间隙锁起得作用。当事务A执行update user set name=‘风筝2号’ where age = 10; 的时候,由于条件 where age = 10 ,数据库不仅在 age =10 的行上添加了行锁,而且在这条记录的两边,也就是(负无穷,10]、(10,30]这两个区间加了间隙锁,从而导致事务B插入操作无法完成,只能等待事务A提交。不仅插入 age = 10 的记录需要等待事务A提交,age<10、10<age<30 的记录页无法完成,而大于等于30的记录则不受影响,这足以解决幻读问题了。

这是有索引的情况,如果 age 不是索引列,那么数据库会为整个表加上间隙锁。所以,如果是没有索引的话,不管 age 是否大于等于30,都要等待事务A提交才可以成功插入。

总结

MySQL 的 InnoDB 引擎才支持事务,其中可重复读是默认的隔离级别。

读未提交和串行化基本上是不需要考虑的隔离级别,前者不加锁限制,后者相当于单线程执行,效率太差。

读提交解决了脏读问题,行锁解决了并发更新的问题。并且 MySQL 在可重复读级别解决了幻读问题,是通过行锁和间隙锁的组合 Next-Key 锁实现的。

MySql隔离级别:RU / RC / RR / S + 脏读 / 不可重复读 / 幻读 / 可重复读

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