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(READ UNCOMMITTED)。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(READ COMMITTED)。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(REPEATABLE READ)。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。
借鉴并改造了一个搞笑的比喻: - 脏读。假如,中午去食堂打饭吃,看到一个座位被同学小Q占上了,就认为这个座位被占去了,就转身去找其他的座位。不料,这个同学小Q起身走了。事实:该同学小Q只是临时坐了一小下,并未“提交”。
- 不重复读。假如,中午去食堂打饭吃,看到一个座位是空的,便屁颠屁颠的去打饭,回来后却发现这个座位却被同学小Q占去了。
- 幻读。假如,中午去食堂打饭吃,看到一个座位是空的,便屁颠屁颠的去打饭,回来后,发现这些座位都还是空的(重复读),窃喜。走到跟前刚准备坐下时,却惊现一个恐龙妹,严重影响食欲。仿佛之前看到的空座位是“幻影”一样。
------ 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, 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./doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.html By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlog system variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoiding the 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-key locks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 Phantom Problem Using Next-Key Locking (http://dev./doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html) To prevent phantoms, InnoDB uses an algorithm called next-key locking that combines index-row locking with gap locking. You can 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 you are going to insert, then you can safely insert your row and know that the next-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyone meanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key locking enables 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show innodb 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) |
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