MySQL事务的隔离级别

 令人惊讶的是，大部分数据库系统都没有提供真正的隔离性，最初或许是因为系统实现者并没有真正理解这些问题。如今这些问题已经弄清楚了，但是数据库实现者在正确性和性能之间做了妥协。ISO和ANIS SQL 标准指定了四种事务隔离级别的标准，但是很少有数据库厂商遵循这些标准。比如Oracle数据库就不支持READ UNCOMMITED 和REPEATABLE  READ的事务隔离级别。

     一、概念

     以下几个概念是事务隔离级别要实际解决的问题，所以需要搞清楚都是什么意思。

     1、脏读

     脏读指的是读到了其他事务未提交的数据，未提交意味着这些数据可能会回滚，也就是可能最终不会存到数据库中，也就是不存在的数据。读到了并一定最终存在的数据，这就是脏读。

     2、不可重复读

     不可重复读指的是在同一事务内，不同的时刻读到的同一批数据可能是不一样的，可能会受到其他事务的影响，比如其他事务改了这批数据并提交了。通常针对数据更新（UPDATE）操作。

     3、幻读（phantom）

     MySQL官方文档给出的定义：

     The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times. For example, if a SELECT is executed twice, but returns a row the second time that was not returned the first time, the row is a “phantom” row.

      翻译大概为：当同一个查询在不同的时间产生不同的行集时，所谓的虚幻问题就会在事务中发生。例如，如果执行了两次 SELECT，但第二次返回第一次未返回的行，则该行为“幻影”行。

     注意：

     1） 幻读是针对数据插入（INSERT）操作来说的。

     2） 这里注意不要将不可重复读和幻读两者混淆了，不可重复读是指，同一事务内在不同时刻读到的同一批数据可能是不一样的，这是针对数据更新操作。而对于其他事务新插入的数据可以读到，这就引发了幻读问题。

     二、MySQL 中执行事务

     1、执行过程

     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。

    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;

     2、 查看事务的隔离级别

 1 # 查看事务隔离级别 5.7.20 之前
 2 show variables like 'transaction_isolation';
 3 SELECT @@transaction_isolation
 4 
 5 # 5.7.20 之后
 6 SELECT @@tx_isolation
 7 show variables like 'tx_isolation'
 8 
 9 +---------------+-----------------+
10 | Variable_name | Value           |
11 +---------------+-----------------+
12 | tx_isolation  | REPEATABLE-READ |
13 +---------------+-----------------+

    3、设置事务的隔离级别

    set session/global transaction isolation level read uncommitted | read committed | repeatable read | serializable ;

    mysql 5.7.20之后还可以使用：

 1 SET @@gloabl.tx_isolation = 0;
 2 SET @@gloabl.tx_isolation = 'READ-UNCOMMITTED';
 3 
 4 SET @@gloabl.tx_isolation = 1;
 5 SET @@gloabl.tx_isolation = 'READ-COMMITTED';
 6 
 7 SET @@gloabl.tx_isolation = 2;
 8 SET @@gloabl.tx_isolation = 'REPEATABLE-READ';
 9 
10 SET @@gloabl.tx_isolation = 3;
11 SET @@gloabl.tx_isolation = '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。

    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。

    三、事务隔离级别

•      读未提交（READ UNCOMMITTED）
•      读提交 （READ COMMITTED）
•      可重复读 （REPEATABLE READ）
•      串行化 （SERIALIZABLE）

    各隔离级别的特点如下：

    

    下面来依次介绍各个隔离级别的特点

    1、读未提交（READ UNCOMMITTED）

    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。

    说明：它连脏读的问题都没办法解决，更不要提不可重复读和幻读。 

    

      2、读提交（READ COMMITED）

      既然读未提交没办法解决脏数据的问题，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，那脏数据问题就解决了。

      说明：解决了脏读，但是无法做到可重复读，也没办法解决幻读。

      解决了脏读，如下图：

      

      无法做到可重复读，如下图：

      

    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 name 字段改为 "小芳"。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 name 一直是"小明"，直到事务A提交，此时在事务B中 select 查询，发现 name 的值已经是 "小芳"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。

    说明：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级别，比如 Oracle，但其并不是 MySQL 的默认隔离级别。

    3、可重复读（REPEATABLE READ）

    可重复读是指，同一事务内不会读到其他事务对已有数据的修改，即使其他事务已提交，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。

    1）MVCC

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

    2）可重复读和不可重复读的主要区别

    这里面要提到一个重要的词：快照

    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：

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

    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时创建一次，而读提交每次执行语句的时候都要重新创建一次。

    3）解决幻读

    MySQL 已经在可重复读隔离级别下解决了幻读的问题。下面我们来测试下。

    如图一：

    

    如图二：

      

    4）但是，还是会出现一些问题

      如下图：

     

     产生上面问题的原因，我们从MySQL官方文档中找到下面一段解释

     The snapshot of the database state applies to SELECT statements within a transaction, not necessarily to DML statements. If you insert or modify some rows and then commit that transaction, a DELETE or UPDATE statement issued from another concurrent REPEATABLE READ transaction could affect those just-committed rows, even though the session could not query them. If a transaction does update or delete rows committed by a different transaction, those changes do become visible to the current transaction.
     翻译大概为: 数据库状态的快照适用于事务中的SELECT语句, 而不一定适用于所有DML语句。如果您插入或修改某些行, 然后提交该事务, 则从另一个并发REPEATABLE READ事务发出的DELETE或UPDATE语句就可能会影响那些刚刚提交的行, 即使该事务无法查询它们。 如果事务更新或删除由不同事务提交的行, 则这些更改对当前事务变得可见。

    再进一步分析上面产生的问题：

    跟MVCC并发控制中的读操作有关

    MVCC并发控制中的读操作可以分成两类: 快照读 (snapshot read) 与 当前读 (current read)。

    快照读

    读取专门的快照 (对于RC，快照（ReadView）会在每个语句中创建。对于RR，快照是在事务启动时创建的)

    简单的select操作(不需要加锁)

    当前读

    读取最新版本的记录, 没有快照。 在InnoDB中，当前读取根本不会创建任何快照。

    select ... lock in share mode

    select ... for update

    针对如下操作, 会让如下操作阻塞：insert、update、delete

    说明：在Repeatable Read级别下, 快照读是通过MVCC(多版本控制)和undo log来实现的, 当前读是通过手动加record lock(记录锁)和gap lock(间隙锁)来实现的。所以从上面的显示来看，如果需要实时显示数据，还是需要通过加锁来实现。这个时候会使用Next-key锁来实现。

    5） Next-Key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。

    举个栗子：

    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。

    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。

    

      实现流程：

      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='小明' 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。

    说明：

    1）InnoDB 存储引擎默认支持的隔离级别是REPEATABLE READ，但是与标准SQL不同的是，InnoDB 存储引擎在REPEATABLE READ事务隔离级别下，使用Next-Key Lock锁的算法，因此避免幻读的产生。

    2）REPEATABLE READ级别作为 mysql 事务默认隔离级别，是事务安全与性能的折中，可能也符合二八定律（20%的事务存在幻读的可能，80%的事务没有幻读的风险），我们在正确认识幻读后，便可以根据场景灵活的防止幻读的发生。

    3）MySQL的行锁是通过索引加载的，也就是说，行锁是加在索引响应的行上的，要是对应的SQL语句没有走索引，则会全表扫描，行锁则无法实现，取而代之的是表锁，此时其它事务无法对当前表进行更新或插入操作。

    4、串行化 （SERIALIZABLE）

    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。

    

 

    补充一下：

    InnoDB 行锁等待默认超时时间为50秒

    查看超时设置时间命令：show variables like 'innodb_lock_wait_timeout';

    

    超时后报错：Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction 

    说明：SERIALIZABLE 级别则是悲观的认为幻读时刻都会发生，故会自动的隐式的对事务所需资源加排它锁，其他事务访问此资源会被阻塞等待，故事务是安全的，但需要认真考虑性能。

    四、总结

    1、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。

    2、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。

    3、隔离级别越低，事务请求的锁越少或保持锁的时间就越短。这也是为什么大多数数据库系统默认的事务隔离级别是READ COMMITED。

    4、InnoDB 的行锁锁定的是索引，而不是记录本身，这一点也需要有清晰的认识，故某索引相同的记录都会被加锁，会造成索引竞争，这就需要我们严格设计业务 sql，尽可能的使用主键或唯一索引对记录加锁。索引映射的记录如果存在，加行锁，如果不存在，则会加 next-key lock / gap 锁 / 间隙锁，故 InnoDB 可以实现事务对某记录的预先占用，如果记录存在，它就是本事务的，如果记录不存在，那它也将是本是无的，只要本是无还在，其他事务就别想占有它。