MySQLInnoDB四个事务级别与脏读、不重复读、幻读

MySQL InnoDB事务隔离级别脏读、可重复读、幻读

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（READUNCOMMITTED）。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（READCOMMITTED）。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（REPEATABLEREAD）。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。

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，读起来并不是那么容易让人理解，以下用几个实验对InnoDB的四个事务隔离级别做详细的解释，希望通过实验来加深大家对InnoDB的事务隔离级别理解。

实验一：解释脏读、可重复读问题

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（重复读：由于与上面的在一个事务中，所以只读到事务开始事务的数据，也就是重复读）

select * from t:

1,2,3,4

commit（提交事务，下面的就是一个新的事务，所以可以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，基本很少适用于实际场景，所以基本不使用。

实验二：测试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;

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（重复读：由于与上面的在一个事务中，所以只读到事务开始事务的数据，也就是重复读）

commit（提交事务，下面的就是一个新的事务，所以可以读到事务提交以后的最新数据）

select * from t:

1,2,3,4

REPEATABLE-READ可以确保一个事务中读取的数据是可重复的，也就是相同的读取（第一次读取以后，即使其他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只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，都是可以读到此事务中最新数据的。

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;

实验三：测试SERIALIZABLE事务对其他的影响

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);

ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

SERIALIZABLE 串行化执行，导致所有其他事务不得不等待事务A结束才行可以执行，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。由于我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执行模式，不管是读还是写，都会影响其他读取相同的表的事务。是严格的表级读写排他锁。也就失去了innodb引擎的优点。实际应用很少。

实验四：幻读

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

试验4-1：

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。

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那么，InnoDB指出的可以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-keylocks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 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：

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

MySQL manual里对可重复读里的锁的详细解释：

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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一致性读和提交读，先看实验，

实验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

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

本身，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，如果保证了可重复读，就会看不到其他事务的提交，违背了提交读；如果保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。

可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以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;

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结论：MySQLInnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需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。