MySql的四種事務隔離級別

一、事務的四大特性（ACID）

了解事務隔離級別之前不得不了解的事務的四大特性。

1、原子性（Atomicity）

事務開始后所有操作，要么全部做完，要么全部不做。事務是一個不可分割的整體。事務在執行過程中出錯，會回滾到事務開始之前的狀態，以此來保證事務的完整性。類似於原子在物理上的解釋：指化學反應不可再分的基本微粒，原子在化學反應中不可分割 。

2、一致性（Consistency）

事務在開始和結束后，能保證數據庫完整性約束的正確性即數據的完整性。比如經典的轉賬案例，A向B轉賬，我們必須保證A扣了錢，B一定能收到錢。個人理解類似於物理上的能量守恆。

3、隔離性（Isolation）

事務之間的完全隔離。比如A向一張銀行卡轉賬，避免在同一時間過多的操作導致賬戶金額的缺損，所以在A轉入結束之前是不允許其他針對此卡的操作的。

4、持久性（Durability）

事務的對數據的影響是永久性的。通俗的解釋為事務完成后，對數據的操作都要進行落盤（持久化）。事務一旦完成就是不可逆的，在數據庫的操作上表現為事務一旦完成就是無法回滾的。

二、事務並發問題

1、臟讀

又稱無效數據讀出。一個事務讀取另外一個事務還沒有提交的數據叫臟讀。

例如：事務T1修改了一行數據，但是還沒有提交，這時候事務T2讀取了被事務T1修改后的數據，之后事務T1因為某種原因Rollback了，那么事務T2讀取的就是臟數據。

2、不可重復讀

同一個事務中，多次讀出的同一數據是不一致的。

例如：事務T1讀取某一數據，事務T2讀取並修改了該數據，T1為了對讀取值進行檢驗而再次讀取該數據，便得到了不同的結果。

3、幻讀

不好表述直接上例子吧：

在倉庫管理中，管理員要給剛到的一批商品進入庫管理，當然入庫之前肯定是要查一下之前有沒有入庫記錄，確保正確性。管理員A確保庫中不存在該商品之后給該商品進行入庫操作，假如這時管理員B因為手快將已將該商品進行了入庫操作。這時管理員A發現該商品已經在庫中。就像剛剛發生了幻讀一樣，本來不存在的東西，突然之間他就有了。

注：三種問題看似不太好理解，臟讀側重的是數據的正確性。不可重復度側重的於對數據的修改，幻讀側重於數據的新增和刪除。

三、MySql四種事務隔離級別

上一章節了解了高並發下對事務的影響。事務的四種隔離級別就是對以上三種問題的解決方案。

隔離級別	臟讀	不可重復度	幻讀
讀未提交（read-uncommitted）	是	是	是
不可重復讀（read-committed）	否	是	是
可重復讀（repeatable-read）	否	否	是
可串行化（serializable）	否	否	否

四、sql演示四種隔離級別

mysql版本：5.6

存儲引擎：InnoDB

工具：navicat

建表語句：

CREATE TABLE `tb_bank` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `name` varchar(16) COLLATE utf8_bin DEFAULT NULL,
  `account` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;
INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (1, '小明', 1000);

1、通過sql演示------read-uncommitted的臟讀

（2）read-uncommit導致的臟讀

所謂臟讀就是說，兩個事務，其中一個事務能讀取到另一個事務未提交的數據。
場景：session1要轉出200元，session2轉入100元。基數為1000。順利完成正確的結果應該是900元。但是我們假設session2轉入因為某種原因事務回滾。這時正確的結果應該是800元。

演示步驟：
① 新建兩個session（會話，在navicat中表現為兩個查詢窗口，在mysql命令行中也是兩個窗口），分別執行

select @@tx_isolation;//查詢當前事務隔離級別
set session transaction isolation level read uncommitted;//將事務隔離級別設置為 讀未提交

 ② 兩個session都開啟事務

start transaction;//開啟事務

③ session1和session2：證明兩個操作執行前賬戶余額為1000

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果為1000

④ session2：此時假設session2的更新先執行。

update tb_bank set account = account + 100 where id=1;

⑤ session1：在session2 commit之前session1開始執行。

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果：1100

⑥ session2：因為某種原因，轉入失敗，事務回滾。

rollback;//事務回滾
commit;//提交事務

⑦  這時session1開始轉出，並且session1覺得⑤中查詢結果1100就是正確的數據。

update tb_bank set account=1100-200 where id=1;
commit;

⑧ session1 和 session2查詢結果

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果：900

這時我們發現因為session1的臟讀造成了最終數據不一致。正確的結果應該為800；
到此我們怎么避免臟讀呢，將事務的隔離性增加一個級別到read-commit

（2）read-commit解決臟讀

重置數據，使數據恢復到account=1000

① 新建兩個session，分別設置

set session transaction isolation level read committed;//將隔離級別設置為 不可重復讀

重復執行（1）中的②③④步

 ⑤ session1執行查詢

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果為1000，這說明 不可重復讀 隔離級別有效的隔離了兩個會話的事務。

這時我們發現，將事務的隔離升級為read-committed;后有效的隔離了兩個事務，使得session1中的事務無法查詢到session2中事務對數據的改動。有效的避免了臟讀。

 2、通過sql演示-----read-committed的不可重復讀

（1）read-commit的不可重復讀

重置數據，使數據恢復到account=1000

所謂的不可重復讀就是說，一個事務不能讀取到另一個未提交的事務的數據，但是可以讀取到提交后的數據。這個時候就造成了兩次讀取的結果不一致了。所以說是不可重復讀。
READ COMMITTED 隔離級別下，每次讀取都會重新生成一個快照，所以每次快照都是最新的，也因此事務中每次SELECT也可以看到其它已commit事務所作的更改
場景：session1進行賬戶的查詢，session2進行賬戶的轉入100。
session1開啟事務准備對賬戶進行查詢然后更新，這時session2也對該賬戶開啟了事務進行更新。正確的結果應該是在session1開啟事務以后查詢讀到的結果應該是一樣的。

① 新建兩個session，分別設置

set session transaction isolation level read committed;

② session1和session2分別開啟事務

start transaction;

③ session1第一次查詢：

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果：1000

④ session2進行更新：(更新完需要提交commit，2020-06-27補充，read-committed本質就是讀已提交，也就是可以讀到其它事務已提交的更新)

update tb_bank set account = account+100 where id=1;
select * from tb_bank where id=1;//查詢結果：1100

⑤ session1第二次查詢：

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果：1100。和③中查詢結果對比，session1兩次查詢結果不一致。

查看查詢結果可知，session1在開啟事務期間發生重復讀結果不一致，所以可以看到read commit事務隔離級別是不可重復讀的。顯然這種結果不是我們想要的。

（2）repeatable-read可重復讀

重置數據，使數據恢復到account=1000

① 新建兩個session，分別設置

set session transaction isolation level repeatable read;

重復（1）中的②③④
⑤ session1第二次查詢：

select * from tb_bank where id=1;//查詢結果為：1000

從結果可知，repeatable-read的隔離級別下，多次讀取結果是不受其他事務影響的。是可重復讀的。到這里產生了一個疑問，那session1在讀到的結果中依然是session2更新前的結果，那session1中繼續轉入100能得到正確的1200的結果嗎？
繼續操作：
⑥ session1轉入100：

update tb_bank set account=account+100 where id=1;

到這里感覺自己被騙了，鎖，鎖，鎖。session1的更新語句被阻塞了。只有session2中的update語句commit之后，session1中才能繼續執行。session的執行結果是1200，這時發現session1並不是用1000+100計算的，因為可重復讀的隔離級別下使用了MVCC機制，select操作不會更新版本號，是快照讀（歷史版本）。insert、update和delete會更新版本號，是當前讀（當前版本）。

3、通過sql演示-----repeatable-read的幻讀

在業務邏輯中，通常我們先獲取數據庫中的數據，然后在業務中判斷該條件是否符合自己的業務邏輯，如果是的話，那么就可以插入一部分數據。但是mysql的快照讀可能在這個過程中會產生意想不到的結果。
場景模擬：
session1開啟事務，先查詢有沒有小張的賬戶信息，沒有的話就插入一條。這是session2也執行和session1同樣的操作。

准備工作：插入兩條數據

INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (2, '小紅', 800);
INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (3, '小磊', 6000);

（1）repeatable-read的幻讀

① 新建兩個session都執行

set session transaction isolation level repeatable read;
start transaction;
select * from tb_bank;//查詢結果：（這一步很重要，直接決定了快照生成的時間）

結果都是：

② session2插入數據

INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (4, '小張', 8000);
select * from tb_bank;

結果數據插入成功。此時session2提交事務

commit;

③ session1進行插入
插入之前我們先看一下當前session1是否有id=4的數據

select * from tb_bank;

結果session1中沒有該條記錄，這時按照我們通常的業務邏輯，此時應該是能成功插入id=4的數據。繼續執行：

INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (4, '小張', 8000);

結果插入失敗，提示該條已經存在，但是我們查詢里面並沒有這一條數據啊。為什么會插入失敗呢？

因為①中的select語句生成了快照，之后的讀操作（未加讀鎖）都是進行的快照讀，即在當前事務結束前，所有的讀操作的結果都是第一次快照讀產生的快照版本。疑問又來了，為什么②步驟中的select語句讀到的不是快照版本呢？因為update語句會更新當前事務的快照版本。具體參閱第五章節。

（2）repeatable-read利用當前讀解決幻讀

重復（1）中的①②
③ session1進行插入
插入之前我們先看一下當前session1是否有id=4的數據

select * from tb_bank;

結果session1中沒有該條記錄，這時按照我們通常的業務邏輯，此時應該是能成功插入id=4的數據。

select * from tb_bank lock in share mode;//采用當前讀

結果：發現當前結果中已經有小張的賬戶信息了，按照業務邏輯，我們就不在繼續執行插入操作了。
這時我們發現用當前讀避免了repeatable-read隔離級別下的幻讀現象。

4、serializable隔離級別

在此級別下我們就不再做serializable的避免幻讀的sql演示了，畢竟是給整張表都加鎖的。

五、當前讀和快照讀

本想把當前讀和快照讀單開一片博客，但是為了把幻讀總結明白，暫且在本章節先簡單解釋下快照讀和當前讀。后期再追加一篇MVCC，next-key的博客吧。。。

1、快照讀：即一致非鎖定讀。

① InnoDB存儲引擎下，查詢語句默認執行快照讀。

② RR隔離級別下一個事務中的第一次讀操作會產生數據的快照。

③ update，insert，delete操作會更新快照。

 

四種事務隔離級別下的快照讀區別：

① read-uncommitted和read-committed級別：每次讀都會產生一個新的快照，每次讀取的都是最新的，因此RC級別下select結果能看到其他事務對當前數據的修改，RU級別甚至能讀取到其他未提交事務的數據。也因此這兩個級別下數據是不可重復讀的。

② repeatable-read級別：基於MVCC的並發控制，並發性能極高。第一次讀會產生讀數據快照，之后在當前事務中未發生快照更新的情況下，讀操作都會和第一次讀結果保持一致。快照產生於事務中，不同事務中的快照是完全隔離的。

③ serializable級別：從MVCC並發控制退化為基於鎖的並發控制。不區別快照讀與當前讀，所有的讀操作均為當前讀，讀加讀鎖 (S鎖)，寫加寫鎖 (X鎖)。Serializable隔離級別下，讀寫沖突，因此並發度急劇下降。（鎖表，不建議使用）

2、當前讀：即一致鎖定讀。

如何產生當前讀

① select ... lock in share mode

② select ... for update

③ update，insert，delete操作都是當前讀。

 

讀取之后，還需要保證當前記錄不能被其他並發事務修改，需要對當前記錄加鎖。①中對讀取記錄加S鎖 (共享鎖)，②③X鎖 (排它鎖)。

3、疑問總結

① update，insert，delete操作為什么都是當前讀？

簡單來說，不執行當前讀，數據的完整性約束就有可能遭到破壞。尤其在高並發的環境下。

分析update語句的執行步驟：update table set ... where ...;

InnoDB引擎首先進行where的查詢，查詢到的結果集從第一條開始執行當前讀，然后執行update操作，然后當前讀第二條數據，執行update操作......所以每次執行update都伴隨着當前讀。delete也是一樣，畢竟要先查到該數據才能刪除。insert有點不同，insert操作執行前需要執行唯一鍵的檢查。補充一句：InnoDB引擎一定存在一個唯一鍵，后面關於聚簇索引的博客會繼續講解。