mysql的事务隔离

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mysql的事务隔离

嘿嘿!! 2017-03-01 14:33:00 浏览186 评论0

摘要: 三个并发问题 1、脏读 读取未提交的数据,也叫脏读(Dirty read) 两个(多个)事物,前一个事物修改了数据,但是没提交,另一个事物来读取这些数据,这时候前面那个事物RollBack了,这时候后面的事物读取的数据就是错的。

三个并发问题

1、脏读

读取未提交的数据,也叫脏读(Dirty read)
两个(多个)事物,前一个事物修改了数据,但是没提交,另一个事物来读取这些数据,这时候前面那个事物RollBack了,这时候后面的事物读取的数据就是错的。
简单理解 在一事务中读取到其他未提交事务的数据

2、不可重复读

一个事务两次读取的数据内容不一致
两个(多个)事物,前面一个事物读取了数据,第二个事物修改了这些数据,前面这个事物再去读这些数据,出现前后两次读取的数据不一样。
简单理解在一事务中读取到其他已提交事务的数据

3、幻读

一个事务两次读取的数据行数不一致
两个(多个)事物,前面一个事物读取了数据,后面一个事务增加了数据,前一个事务再去读取的时候,出现读取行数不一样。
简单理解在一事务中读取到其他已提交事务的新增行

四个隔离级别

1、读取未提交

EAD UNCOMMITTED是限制性最弱的隔离级别,因为该级别忽略其他事务放置的锁。使用READ UNCOMMITTED级别执行的事务,可以读取尚未由其他事务提交的修改后的数据值,这些行为称为“脏”读。我们所说的脏读,两个并发的事务,“事务A:领导给singo发工资”、“事务B:singo查询工资账户”,事务B读取了事务A尚未提交的数据。比如,事务1修改一行,事务2在事务1提交之前读取了这一行。如果事务1回滚,事务2就读取了一行没有提交的数据,这样的数据我们认为是不存在的。

2、读取已提交(Sql Server , Oracle默认级别)

该级别通过指定语句不能读取其他事务已修改但是尚未提交的数据值,禁止执行脏读。在当前事务中的各个语句执行之间,其他事务仍可以修改、插入或删除数据,从而产生无法重复的读操作,或“影子”数据。比如,事务1读取了一行,事务2修改或者删除这一行并且提交。如果事务1想再一次读取这一行,它将获得修改后的数据或者发现这一样已经被删除,因此事务的第二次读取结果与第一次读取结果不同,因此也叫不可重复读。
大多数数据库的默认级别就是Read committed,比如Sql Server , Oracle。如何解决不可重复读这一问题,请看下一个隔离级别。

3、可重复读(mysql默认级别)

REPEATABLE READ是比READ COMMITTED限制性更强的隔离级别。该级别包括READ COMMITTED,并且另外指定了在当前事务提交之前,其他任何事务均不可以修改或删除当前事务已读取的数据。并发性低于 READ COMMITTED,因为已读数据的共享锁在整个事务期间持有,而不是在每个语句结束时释放。这个隔离级别只是说,不能够修改和删除,但是并没有强制不能插入新的满足条件查询的数据行。此可以得出结论:REPEATABLE READ隔离级别保证了在相同的查询条件下,同一个事务中的两个查询,第二次读取的内容肯定包换第一次读到的内容。注:Mysql的默认隔离级别就是Repeatable read。

重复读与幻读

重复读是为了保证在一个事务中,相同查询条件下读取的数据值不发生改变,但是不能保证下次同样条件查询,结果记录数不会增加。

幻读就是为了解决这个问题而存在的,他将这个查询范围都加锁了,所以就不能再往这个范围内插入数据,这就是SERIALIZABLE 隔离级别做的事情。

4、可串行化

SERIALIZABLE 是限制性最强的隔离级别,因为该级别锁定整个范围的键,并一直持有锁,直到事务完成。该级别包括REPEATABLE READ,并增加了在事务完成之前,其他事务不能向事务已读取的范围插入新行的限制。比如,事务1读取了一系列满足搜索条件的行。事务2在执行SQL statement产生一行或者多行满足事务1搜索条件的行时会冲突,则事务2回滚。这时事务1再次读取了一系列满足相同搜索条件的行,第二次读取的结果和第一次读取的结果相同。

四个隔离级别对应的三个并发问题

这里写图片描述

一次封锁or两段锁

因为有大量的并发访问,为了预防死锁,一般应用中推荐使用一次封锁法,就是在方法的开始阶段,已经预先知道会用到哪些数据,然后全部锁住,在方法运行之后,再全部解锁。这种方式可以有效的避免循环死锁,但在数据库中却不适用,因为在事务开始阶段,数据库并不知道会用到哪些数据。
数据库遵循的是两段锁协议,将事务分成两个阶段,加锁阶段和解锁阶段(所以叫两段锁)
加锁阶段:在该阶段可以进行加锁操作。在对任何数据进行读操作之前要申请并获得S锁(共享锁,其它事务可以继续加共享锁,但不能加排它锁),在进行写操作之前要申请并获得X锁(排它锁,其它事务不能再获得任何锁)。加锁不成功,则事务进入等待状态,直到加锁成功才继续执行。
解锁阶段:当事务释放了一个封锁以后,事务进入解锁阶段,在该阶段只能进行解锁操作不能再进行加锁操作。
事务 加锁/解锁处理
begin;
insert into test ….. 加insert对应的锁
update test set… 加update对应的锁
delete from test …. 加delete对应的锁
commit; 事务提交时,同时释放insert、update、delete对应的锁
这种方式虽然无法避免死锁,但是两段锁协议可以保证事务的并发调度是串行化(串行化很重要,尤其是在数据恢复和备份的时候)的。

不可重复读和幻读的区别

很多人容易搞混不可重复读和幻读,确实这两者有些相似。但不可重复读重点在于update和delete,而幻读的重点在于insert。
如果使用锁机制来实现这两种隔离级别,在可重复读中,该sql第一次读取到数据后,就将这些数据加锁,其它事务无法修改这些数据,就可以实现可重复读了。但这种方法却无法锁住insert的数据,所以当事务A先前读取了数据,或者修改了全部数据,事务B还是可以insert数据提交,这时事务A就会发现莫名其妙多了一条之前没有的数据,这就是幻读,不能通过行锁来避免。需要Serializable隔离级别 ,读用读锁,写用写锁,读锁和写锁互斥,这么做可以有效的避免幻读、不可重复读、脏读等问题,但会极大的降低数据库的并发能力。
所以说不可重复读和幻读最大的区别,就在于如何通过锁机制来解决他们产生的问题。
上文说的,是使用悲观锁机制来处理这两种问题,但是MySQL、ORACLE、PostgreSQL等成熟的数据库,出于性能考虑,都是使用了以乐观锁为理论基础的MVCC(多版本并发控制)来避免这两种问题。

悲观锁和乐观锁

悲观锁

正如其名,它指的是对数据被外界(包括本系统当前的其他事务,以及来自外部系统的事务处理)修改持保守态度,因此,在整个数据处理过程中,将数据处于锁定状态。悲观锁的实现,往往依靠数据库提供的锁机制(也只有数据库层提供的锁机制才能真正保证数据访问的排他性,否则,即使在本系统中实现了加锁机制,也无法保证外部系统不会修改数据)。
在悲观锁的情况下,为了保证事务的隔离性,就需要一致性锁定读。读取数据时给加锁,其它事务无法修改这些数据。修改删除数据时也要加锁,其它事务无法读取这些数据。

乐观锁

相对悲观锁而言,乐观锁机制采取了更加宽松的加锁机制。悲观锁大多数情况下依靠数据库的锁机制实现,以保证操作最大程度的独占性。但随之而来的就是数据库性能的大量开销,特别是对长事务而言,这样的开销往往无法承受。
而乐观锁机制在一定程度上解决了这个问题。乐观锁,大多是基于数据版本( Version )记录机制实现。何谓数据版本?即为数据增加一个版本标识,在基于数据库表的版本解决方案中,一般是通过为数据库表增加一个 “version” 字段来实现。读取出数据时,将此版本号一同读出,之后更新时,对此版本号加一。此时,将提交数据的版本数据与数据库表对应记录的当前版本信息进行比对,如果提交的数据版本号大于数据库表当前版本号,则予以更新,否则认为是过期数据。
要说明的是,MVCC的实现没有固定的规范,每个数据库都会有不同的实现方式,这里讨论的是InnoDB的MVCC。

MVCC( 多版本并发控制)在MySQL的InnoDB中的实现

在InnoDB中,会在每行数据后添加两个额外的隐藏的值来实现MVCC,这两个值一个记录这行数据何时被创建,另外一个记录这行数据何时过期(或者被删除)。 在实际操作中,存储的并不是时间,而是事务的版本号,每开启一个新事务,事务的版本号就会递增。 在可重读Repeatable reads事务隔离级别下:
SELECT时,读取创建版本号<=当前事务版本号,删除版本号为空或>当前事务版本号。
INSERT时,保存当前事务版本号为行的创建版本号
DELETE时,保存当前事务版本号为行的删除版本号
UPDATE时,插入一条新纪录,保存当前事务版本号为行创建版本号,同时保存当前事务版本号到原来删除的行
通过MVCC,虽然每行记录都需要额外的存储空间,更多的行检查工作以及一些额外的维护工作,但可以减少锁的使用,大多数读操作都不用加锁,读数据操作很简单,性能很好,并且也能保证只会读取到符合标准的行,也只锁住必要行。
我们不管从数据库方面的教课书中学到,还是从网络上看到,大都是上文中事务的四种隔离级别这一模块列出的意思,RR级别是可重复读的,但无法解决幻读,而只有在Serializable级别才能解决幻读。于是我就加了一个事务C来展示效果。在事务C中添加了一条teacher_id=1的数据commit,RR级别中应该会有幻读现象,事务A在查询teacher_id=1的数据时会读到事务C新加的数据。但是测试后发现,在MySQL中是不存在这种情况的,在事务C提交后,事务A还是不会读到这条数据。可见在MySQL的RR级别中,是解决了幻读的读问题的。参见下图
这里写图片描述

Serializable

这个级别很简单,读加共享锁,写加排他锁,读写互斥。使用的悲观锁的理论,实现简单,数据更加安全,但是并发能力非常差。如果你的业务并发的特别少或者没有并发,同时又要求数据及时可靠的话,可以使用这种模式。
这里要吐槽一句,不要看到select就说不会加锁了,在Serializable这个级别,还是会加锁的!

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