MySQL事務(wù)隔離級別有哪些

這篇文章給大家介紹MySQL事務(wù)隔離級別有哪些，內(nèi)容非常詳細，感興趣的小伙伴們可以參考借鑒，希望對大家能有所幫助。

說說事務(wù)的隔離級別吧?

老實說，事務(wù)隔離級別這個問題，無論是校招還是社招，面試官都愛問!然而目前網(wǎng)上很多文章，說句實在話啊，我看了后我都懷疑作者弄懂沒！因為他們對可重復(fù)讀(Repeatable Read)和串行化(serializable)的解析實在是看的我一頭霧水!

再加上很多書都說可重復(fù)讀解決了幻讀問題，比如《mysql技術(shù)內(nèi)幕--innodb存儲引擎》等，不一一列舉了，因此網(wǎng)上關(guān)于事務(wù)隔離級別的文章大多是有問題的，所以再開一文說明!

本文所講大部分內(nèi)容，皆有官網(wǎng)作為佐證，因此對本文內(nèi)容你可以看完后，你完全可以當(dāng)概念記在腦海里，除非官網(wǎng)的開發(fā)手冊是錯的，否則應(yīng)當(dāng)無誤!

另外，本文會重點說一下

可重復(fù)讀(Repeatable Read)是否真的解決幻讀的問題!

正文

開始我先提一下，根據(jù)事務(wù)的隔離級別不同，會有三種情況發(fā)生。即臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀。這里我先不提這三種情況的定義，后面在講隔離級別的時候會補上。

這里，大家記住一點，根據(jù)臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀定義來看(自己總結(jié)，官網(wǎng)沒有)，有如下包含關(guān)系：

 

那么，這張圖怎么理解呢?

即，如果發(fā)生了臟讀，那么不可重復(fù)讀和幻讀是一定發(fā)生的。因為拿臟讀的現(xiàn)象，用不可重復(fù)讀，幻讀的定義也能解釋的通。但是反過來，拿不可重復(fù)讀的現(xiàn)象，用臟讀的定義就不一定解釋的通了!

假設(shè)有表tx_tb如下，pId為主鍵

 

讀未提交

即READ_UNCOMMITTED,其實這個從隔離名字就可以看出來，一個事務(wù)可以讀到另一個事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)!為了便于說明，我簡單的畫圖說明!

 

如圖所示，一個事務(wù)檢索的數(shù)據(jù)被另一個未提交的事務(wù)給修改了。

官網(wǎng)對臟讀定義的地址為https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_dirty_read

其內(nèi)容為

dirty read

An operation that retrieves unreliable data, data that was updated by another transaction but not yet committed.

翻譯過來就是

檢索操作出來的數(shù)據(jù)是不可靠的，是可以被另一個未提交的事務(wù)修改的!

你會發(fā)現(xiàn)，我們的演示結(jié)果和官網(wǎng)對臟讀的定義一致。根據(jù)我們最開始的推理，如果存在臟讀，那么不可重復(fù)讀和幻讀一定是存在的。

讀已提交

即READ_COMMITTED，這個也能看的出來，一個事務(wù)能讀到另一個事務(wù)已提交的數(shù)據(jù)!為了便于說明，我簡單的畫圖說明!

 

如圖所示，一個事務(wù)檢索的數(shù)據(jù)只能被另一個已提交的事務(wù)修改。

官網(wǎng)對不可重復(fù)讀定義的地址為

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_non_repeatable_read

其內(nèi)容為

non-repeatable read

The situation when a query retrieves data, and a later query within the same transaction retrieves what should be the same data, but the queries return different results (changed by another transaction committing in the meantime).

翻譯過來就是

一個查詢語句檢索數(shù)據(jù)，隨后又有一個查詢語句在同一個事務(wù)中檢索數(shù)據(jù)，兩個數(shù)據(jù)應(yīng)該是一樣的，但是實際情況返回了不同的結(jié)果。(同時被另一個正在提交的事務(wù)修改了)!

ps:作者注，這里的不同結(jié)果，指的是在行不變的情況下(專業(yè)點說，主鍵索引沒變)，但是主鍵索引指向的磁盤上的數(shù)據(jù)內(nèi)容變了。如果主鍵索引變了，比如新增一條數(shù)據(jù)或者刪除一條數(shù)據(jù)，就不是不可重復(fù)讀。

顯然，我們這個現(xiàn)象符合不可重復(fù)讀的定義。下面，大家做一個思考:

• 這個不可重復(fù)讀的定義，放到臟讀的現(xiàn)象里是不是也可以說的通。顯然臟讀的現(xiàn)象，也就是讀未提交的那個例子，是不是也符合在同一個事務(wù)中返回了不同結(jié)果!

• 但是反過來就不一定通了，一個事務(wù)A中查詢兩次的結(jié)果在被另一個事務(wù)B改變的情況下，如果事務(wù)B未提交就改變了事務(wù)A的結(jié)果，就屬于臟讀，也屬于不可重復(fù)讀。如果該事務(wù)B提交了才改變事務(wù)A的結(jié)果，就不屬于臟讀，但屬于不可重復(fù)讀。

可重復(fù)讀

即REPEATABLE_READ。這里，我改變一下順序，先上幻讀的定義

官網(wǎng)對幻讀定義的地址為

https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_phantom

phantom

A row that appears in the result set of a query, but not in the result set of an earlier query. For example, if a query is run twice within a transaction, and in the meantime, another transaction commits after inserting a new row or updating a row so that it matches the WHERE clause of the query.

翻譯過來就是

在一次查詢的結(jié)果集里出現(xiàn)了某一行數(shù)據(jù)，但是該數(shù)據(jù)并未出現(xiàn)在更早的查詢結(jié)果集里。例如，在一次事務(wù)里進行了兩次查詢，同時另一個事務(wù)插入某一行或更新某一行數(shù)據(jù)后(該數(shù)據(jù)符合查詢語句里where后的條件)，并提交了!

好了，接下來上圖，大家自己評定該現(xiàn)象是否符合幻讀的定義  

顯然，該現(xiàn)象是符合幻讀的定義的。同一事務(wù)的兩次相同查詢出現(xiàn)不同行。下面，大家做一個思考:

• 這個幻讀的定義，放到上面不可重復(fù)讀的現(xiàn)象里是不是也可以說的通。大家自行思考!

• 反過來就不一定通了。事務(wù)第二次查詢出了一個數(shù)據(jù)，但是該數(shù)據(jù)并未出現(xiàn)在***次查詢的結(jié)果集里。如果該數(shù)據(jù)是修改數(shù)據(jù)，那么該現(xiàn)象既屬于不可重復(fù)讀，也屬于幻讀。如果該數(shù)據(jù)是新增或刪除的數(shù)據(jù)，那該現(xiàn)象就不屬于不可重復(fù)讀，但屬于幻讀。

接下來說一下，為什么很多文章都產(chǎn)生誤傳，說是可重復(fù)讀可以解決幻讀問題!原因出自官網(wǎng)的一句話

地址：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html#innodb-record-locks

原文內(nèi)容如下

By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 14.7.4, “Phantom Rows”).

按照原本這句話的意思，應(yīng)該是

InnoDB默認(rèn)用了REPEATABLE READ。在這種情況下，使用next-key locks解決幻讀問題!

結(jié)果估計，某個國內(nèi)翻譯人員翻著翻著變成了

InnoDB默認(rèn)用了REPEATABLE READ。在這種情況下，可以解決幻讀問題!

然后大家繼續(xù)你抄我，我抄你，結(jié)果你懂的!

顯然，漏了"使用了next-key locks!"這個條件后，意思完全改變，我們在該隔離級別下執(zhí)行語句

select * from tx_tb where pId >= 1;

是快照讀，是不加任何鎖的，根本不能解決幻讀問題，除非你用

select * from tx_tb where pId >= 1 lock in share mode;

這樣，你就用上了next-key locks，才能解決幻讀問題!

串行讀

即SERIALIZABLE_READ。在該隔離級別下，所有的select語句后都自動加上lock in share mode。因此，在該隔離級別下，無論你如何進行查詢，都會使用next-key locks。所有的select操作均為當(dāng)前讀!

 

OK,注意看上表紅色部分!就是因為在該隔離級別下使用了next-key locks,innodb將pId=1這條索引記錄，和(1,++∞)這個間隙鎖住了。其他事務(wù)要在這個間隙上插數(shù)據(jù)，就會阻塞，從而防止幻讀發(fā)生!

有的人會說，你這第二次查詢的結(jié)果，也變了啊，明顯和***次查詢結(jié)果不一樣啊?對此，我只能說，請看清楚啊。這是被自己的事務(wù)改的，不是被其他事物修改的。這不算是幻讀，也不是不可重復(fù)讀。

總結(jié)

上面羅里吧嗦一大堆，***來一個表格做總結(jié)吧，你面試答這個表就行。上面的一切是為了這張表做準(zhǔn)備!

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