MySQL锁系列（五）之 隔离级别

一、隔离级别

事务的隔离级别有4种: SQL-1992 ，但是我只想介绍其中两种，因为其他的两个根本就用不上

1.1 什么叫一致性锁定读 和 一致性非锁定读

• 一致性锁定读

1. 读数据的时候，会去加S-lock、x-lock
2. eg：select ... for update , select ... lock in share mode
3. dml语句

• 一致性非锁定读

1. 读数据的时候，不加任何的锁，快照读（snapshot read）
2. eg: select ... 最普通的查询语句

1.2 什么是幻读(不可重复读)

• 概念

一个事务内的同一条【一致性锁定读】SQL多次执行，读到的结果不一致，我们称之为幻读。

• 实战

* set global tx_isolation='READ-COMMITTED'

> 事务一:


root:test> begin;select * from lc for update;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
+------+


> 事务二：

root:test>begin; insert into lc values(3);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

root:test> commit ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

> 事务一：


root:test> select * from lc for update;
+------+
| id   |
+------+
|    1 |
|    2 |
|    3 |
+------+
3 rows in set (0.00 sec)


* 同一个事务一中，同一条select * from lc for update (一致性锁定读) 执行两次，得到的结果不一致，说明产生了幻读
* 同一个事务一中，同一条select * from lc  (一致性非锁定读) 执行两次，得到的结果不一致，说明产生了幻读
* 我们姑且认为，幻读和不可重复读为一个概念，实际上也差不多一个概念。

1.3 什么是脏读

1. 这个大家都很多好理解，就是事务一还没有提交的事务，却被事务二读到了，这就是脏读

1.4 repeatable-read（RR）

• 什么是RR

1. 学名： 可重复读

2. 顾名思义：一个事务内的同一条【一致性锁定读】SQL多次执行，读到的结果一致，我们称之为可重复读。

3. 解决了幻读的问题

1.5 read-committed （RC）

* 学名：可提交读

* 顾名思义: 只要其他事务提交了，我就能读到

* 解决了脏读的问题，没有解决幻读的问题

二、隔离级别是如何实现的

就拿上面那个简单的例子来佐证好了

环境

dba:lc_4> show create table lc;
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------+
| Table | Create Table                                                                                           |
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------+
| lc    | CREATE TABLE `lc` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 |
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

dba:lc_4> select * from lc;
+----+
| id |
+----+
|  1 |
|  2 |
|  3 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)

2.1 RR

RR 如何解决幻读问题？
RR 的锁算法：next-key lock

• 解决幻读的案例

dba:lc_4> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

dba:lc_4> select * from lc for update ;
+----+
| id |
+----+
|  1 |
|  2 |
|  3 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)


这时候，查看下锁的情况：

------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 133588361
Purge done for trx's n:o < 133588356 undo n:o < 0 state: running but idle
History list length 892
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 421565826150000, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 421565826149088, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 133588360, ACTIVE 4 sec
2 lock struct(s), heap size 1136, 4 row lock(s)
MySQL thread id 135, OS thread handle 140001104295680, query id 1176 localhost dba cleaning up
TABLE LOCK table `lc_4`.`lc` trx id 133588360 lock mode IX
RECORD LOCKS space id 289 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `lc_4`.`lc` trx id 133588360 lock_mode X  --next key lock ， 锁记录和范围
Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
 0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;;   --next-key lock, 锁住正无穷大

Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc     ;;  --next-key lock, 锁住1和1之前的区间，包括记录 (negtive,1]
 1: len 6; hex 000007f6657e; asc     e~;;
 2: len 7; hex e5000040220110; asc    @"  ;;

Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000002; asc     ;;  --next-key lock, 锁住2和1之前的区间，包括记录 (1,2]
 1: len 6; hex 000007f6657f; asc     e ;;
 2: len 7; hex e6000040330110; asc    @3  ;;

Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000003; asc     ;;  --next-key lock, 锁住3和2之间的区间，包括记录 (2,3]
 1: len 6; hex 000007f66584; asc     e ;;
 2: len 7; hex e9000040240110; asc    @$  ;;


* 总结下来就是：

1. (negtive bounds,1] ， (1,2] ， (2,3]，(3,positive bounds) --锁住的记录和范围，相当于表锁
2. 这时候，session 2 插入任何一条记录，会被锁住，所以幻读可以避免，尤其彻底解决了幻读的问题

2.2 RC

RC 的锁算法：record locks
幻读对线上影响大吗？ oracle默认就是RC隔离级别

• 不解决幻读的案例

dba:lc_4> set tx_isolation='read-committed';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

dba:lc_4> select * from lc for update ;
+----+
| id |
+----+
|  1 |
|  2 |
|  3 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)

* 查看锁的信息如下

------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 133588362
Purge done for trx's n:o < 133588356 undo n:o < 0 state: running but idle
History list length 892
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 421565826150000, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 421565826149088, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 133588361, ACTIVE 3 sec
2 lock struct(s), heap size 1136, 3 row lock(s)
MySQL thread id 138, OS thread handle 140001238955776, query id 1192 localhost dba cleaning up
TABLE LOCK table `lc_4`.`lc` trx id 133588361 lock mode IX
RECORD LOCKS space id 289 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `lc_4`.`lc` trx id 133588361 lock_mode X locks rec but not gap  --记录锁，只锁记录
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc     ;;   -- 记录锁，锁住1
 1: len 6; hex 000007f6657e; asc     e~;;
 2: len 7; hex e5000040220110; asc    @"  ;;

Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000002; asc     ;;  -- 记录锁，锁住2
 1: len 6; hex 000007f6657f; asc     e ;;
 2: len 7; hex e6000040330110; asc    @3  ;;

Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000003; asc     ;; -- 记录锁，锁住3
 1: len 6; hex 000007f66584; asc     e ;;
 2: len 7; hex e9000040240110; asc    @$  ;;


* 总结下来

1. 锁住的是哪些？  [1,2,3] 这些记录被锁住
2. 那么session 2 除了1，2，3 不能插入之外，其他的记录都能，比如； insert into lc select 4 , 那么再次select * from lc for udpate 的时候，就是4条记录了，由此产生幻读

2.3 RC vs RR 安全性

• RC 和 binlog

1. RC 模式，binlog 必须使用Row 模式

• 为什么RC的binlog必须使用Row

* session 1:

begin;
delete from  tb_1 where id > 0;

* session 2:

begin;
insert into tb_1 select 100;
commit;

* session 1:

commit;

* 如果RC模式下的binlog是statement模式，结果会是怎么样呢？

master :  结果是 100
slave  :  结果是 空
这样就导致master和slave结果不一致了: 因为在slave上，先执行insert into tb_1 select 100; 再执行delete from  tb_1 where id > 0; 当然等于空咯

* 如果RC模式下的binlog是ROW模式，结果会是怎么样呢？
master :  结果是 100
slave :  结果是 100
主从结果一致，因为binlog是row模式，slave并不是逻辑的执行上述sql，而记录的都是行的变化

2.4 总结

• RC 的优点

1. 由于降低了隔离级别，那么实现起来简单，对锁的开销小，基本上不会有Gap lock，那么导致死锁和锁等待的可能就小
2. 当然RC也不是完全没有Gap lock，当purge 和 唯一性索引存在的时候会产生特殊的Gap lock，这个后面会具体讲

• RC 的缺点

1. 会有幻读发生
2. 事务内的每条select，都会产生新的read-view，造成资源浪费

• RR 的优点

1. 一个事务，只有再开始的时候才会产生read-view，有且只有一个，所以这块消耗比较小
2. 解决了幻读的问题, 实现了真正意义上的隔离级别

• RR 的缺点

1. 由于RR的实现，是通过Gap-lock实现，经常会锁定一个范围，那么导致死锁和所等待的概率非常大

• 我们的选择

一般我们生产环境的标配，都是RC+Row 模式，谁用谁知道哦