MySQL InnoDB四个事务级别 与 脏读、不反复读、幻读

MySQL InnoDB事务隔离级别脏读、可反复读、幻读

希望通过本文。能够加深读者对ySQL InnoDB的四个事务隔离级别。以及脏读、不反复读、幻读的理解。

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

·        未提交读（READUNCOMMITTED）。

还有一个事务改动了数据，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（其它事务提交后的）。

问题是。在同一个事务里，前后两次同样的SELECT会读到不同的结果（不反复读）。

·        可反复读（REPEATABLEREAD）。在同一个事务里。SELECT的结果是事务開始时时间点的状态，因此，相同的SELECT操作读到的结果会是一致的。

可是，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。能够保证不同事务间的相互排斥。

四个级别逐渐增强，每一个级别解决一个问题。

·        脏读，最easy理解。还有一个事务改动了数据，但尚未提交。而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。

·        不反复读。

攻克了脏读后，会遇到，同一个事务运行过程中，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。攻克了不反复读，保证了同一个事务里，查询的结果都是事务開始时的状态（一致性）。可是。假设还有一个事务同一时候提交了新数据，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。

MySQL InnoDB事务隔离级别可设置为global和session级别。

事务隔离级别查看

查看当前session的事务隔离级别：

mysql> show variables like '%tx_isolation%';
+---------------+--------------+
| Variable_name | Value        |
+---------------+--------------+
| tx_isolation  | SERIALIZABLE |
+---------------+--------------+

查看全局的事务隔离级别。

mysql> show global variables like '%tx_isolation%';
+---------------+-----------------+
| Variable_name | Value           |
+---------------+-----------------+
| tx_isolation  | REPEATABLE-READ |
+---------------+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
 

设置事务隔离级别：

设置global事务隔离级别：

 set global isolation level read committed;

注意一点的设置global并不会对当前session生效。

设置session事务隔离级别sql脚本：

set session transaction isolation level read uncommitted;      
set session transaction isolation level read committed;      
set session transaction isolation level REPEATABLE READ;   
set session transaction isolation level SERIALIZABLE;

上面的文字，读起来并非那么easy让人理解。下面用几个实验对InnoDB的四个事务隔离级别做具体的解释，希望通过实验来加深大家对InnoDB的事务隔离级别理解。

CREATE TABLE `t` (
	`a` INT (11) NOT NULL PRIMARY KEY
) ENGINE = INNODB DEFAULT CHARSET = UTF8;

INSERT INTO t (a) VALUES (1),(2),(3);

实验一：解释脏读、可反复读问题

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（反复读：因为与上面的在一个事务中。所以仅仅读到事务開始事务的数据，也就是反复读）	select * from t: 1,2,3,4
				commit（提交事务。以下的就是一个新的事务。所以能够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，基本非常少适用于实际场景，所以基本不使用。

实验二：測试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（反复读：因为与上面的在一个事务中，所以仅仅读到事务開始事务的数据，也就是反复读）
		commit（提交事务，以下的就是一个新的事务，所以能够读到事务提交以后的最新数据）
		select * from t: 1,2,3,4
REPEATABLE-READ能够确保一个事务中读取的数据是可反复的。也就是同样的读取（第一次读取以后。即使其它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仅仅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，都是能够读到此事务中最新数据的。

start transaction;
insert into t(a) values (4);
select  * from t;
1,2,3,4;
insert into t(a) values (5);
select  * from t;
1,2,3,4,5;

实验三：測试SERIALIZABLE事务对其它的影响

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 串行化运行，导致全部其它事务不得不等待事务A结束才行能够运行，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。 因为我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运行模式。无论是读还是写。都会影响其它读取同样的表的事务。是严格的表级读写排他锁。也就失去了innodb引擎的长处。实际应用非常少。

实验四：幻读

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

做个试验：(下面全部试验要注意存储引擎和隔离级别)

mysql>show create table t_bitflyG;
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：

 SessionA                                                                            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，事实上数据已经存在了。傻乎乎的提交后，才发现数据冲突了。

试验4-2：

 SessionA                                                                         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     |
 +------+-------+

本事务中第一次读取出一行，做了一次更新后。还有一个事务里提交的数据就出现了。也能够看做是一种幻读。

------

那么，InnoDB指出的能够避免幻读是怎么回事呢？

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”).

准备的理解是，当隔离级别是可反复读。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能够避免幻读。

关键点在于，是InnoDB默认对一个普通的查询也会加next-key locks。还是说须要应用自己来加锁呢？假设单看这一句，可能会以为InnoDB对普通的查询也加了锁。假设是。那和序列化（SERIALIZABLE）的差别又在哪里呢？

MySQL manual里另一段：

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 “lock” the nonexistence of something in your table.

我的理解是说，InnoDB提供了next-key locks，但须要应用程序自己去加锁。

manual里提供一个样例：

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。

能够使用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：

 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)
                                         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     |
 +------+-------+
 

能够看到。用id<=1加的锁，仅仅锁住了id<=1的范围，能够成功加入id为2的记录，加入id为0的记录时就会等待锁的释放。

MySQL manual里对可反复读里的锁的详解：

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：

 SessionA                                                                  Session B

 START TRANSACTION;                                      		           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     |
 +----+-------+

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

本身，可反复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里。假设保证了可反复读，就会看不到其它事务的提交，违背了提交读；假设保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可反复读。

能够这么讲，InnoDB提供了这种机制。在默认的可反复读的隔离级别里。能够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的可反复读并不保证避免幻读，须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。

==================== 结尾 ====================

文章幻读部分直接转载了bitfly的文章： http://blog.bitfly.cn/post/mysql-innodb-phantom-read/ 

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