innodb如何巧妙的實現(xiàn)事務隔離級別詳解

前言

之前的文章mysql鎖機制詳解中我們詳細講解了innodb的鎖機制，鎖機制是用來保證在并發(fā)情況下數(shù)據(jù)的準確性，而要保證數(shù)據(jù)準確通常需要事務的支持，而mysql存儲引擎innodb是通過鎖機制來巧妙地實現(xiàn)事務的隔離特性中的4種隔離級別。

事務ACID特性，其中I代表隔離性(Isolation)。隔離性是指，多個用戶的并發(fā)事務訪問同一個數(shù)據(jù)庫時，一個用戶的事務不應該被其他用戶的事務干擾，多個并發(fā)事務之間要相互隔離。

我們都知道事務的幾種性質(zhì)，數(shù)據(jù)庫中的一致性和隔離性等是實現(xiàn)事務的基本思想，在系統(tǒng)有大量的并發(fā)訪問的情況下，了解和熟練應用數(shù)據(jù)庫的本身的事務隔離級別，對于寫出健壯性，并發(fā)處理能力強的代碼還是起關(guān)鍵的作用。

1. 事務之間如何互相干擾

一個事務是如何干擾其他事務呢？舉個例子，有如下表：

create table lock_example(id smallint(10),name varchar(20),primary key id)engine=innodb;

表中有如下數(shù)據(jù)：

1, zhangsan
2, lisi
3, wangwu

demo1:

事務A，先執(zhí)行，處于未提交的狀態(tài)：

insert into t values(4, 'zhaoliu');

事務B，后執(zhí)行，也未提交：

select * from t;

如果事務B能夠讀取到(4, zhaoliu)這條記錄，說明事務A就對事務B產(chǎn)生了影響，這種影響叫做“讀臟”，即讀到了未提交事務操作的記錄。

demo2:

事務A，先執(zhí)行：

select * from t where id=1;

結(jié)果集為

1,zhangsan

事務B，后執(zhí)行，并且提交：

update t set name=xxx where id=1;

commit;

事務A，再次執(zhí)行相同的查詢：

select * from t where id=1;

結(jié)果集為：

1, xxx

這次是已提交事務B對事務A產(chǎn)生的影響，這種影響叫做“不可重復讀”，即一個事務內(nèi)相同的查詢，卻得到了不同的結(jié)果。

demo3:

事務A，先執(zhí)行：

select * from t where id>3;

結(jié)果集為：

NULL

事務B，后執(zhí)行，并且提交：

insert into t values(4, zhaoliu);

commit;

事務A，首次查詢了id>3的結(jié)果為NULL，于是想插入一條為4的記錄：

insert into t values(4, xxoo);

結(jié)果集為：

Error : duplicate key!

你可能會想。。。你TM在逗我？查了id>3為空集，insert id=4時又告訴我PK沖突？→_→

這次是已提交事務B對事務A產(chǎn)生的影響，這種影響叫做“幻讀”。

如上，并發(fā)的事務可能導致其他事務出現(xiàn)讀臟、不可重復讀、幻讀。為了避免如上情況出現(xiàn)，innodb又做了哪些努力呢？

2. InnoDB實現(xiàn)了哪幾種事務的隔離級別?

InnoDB實現(xiàn)了四種不同事務的隔離級別：

• 讀未提交(Read Uncommitted)
• 讀提交(Read Committed, RC)
• 可重復讀(Repeated Read, RR)
• 串行化(Serializable)

不同事務的隔離級別，實際上是一致性與并發(fā)性的一個權(quán)衡與折衷。

3. 四種事務的隔離級別，innodb如何實現(xiàn)?

InnoDB使用不同的鎖策略(Locking Strategy)來實現(xiàn)不同的隔離級別。

a. 讀未提交(Read Uncommitted)

這種事務隔離級別下，select語句不加鎖，也不是快照讀。

SELECT statements are performed in a nonlocking fashion.

此時，可能讀取到不一致的數(shù)據(jù)，即“讀臟”。這是并發(fā)最高，一致性最差的隔離級別。

b. 讀提交(Read Committed, RC)

• 普通select是快照讀；
• 加鎖的select, update, delete等語句，除了在外鍵約束檢查(foreign-key constraint checking)以及重復鍵檢查(duplicate-key checking)時會封鎖區(qū)間，其他時刻都只使用記錄鎖；
• 間隙鎖(gap lock)、臨建鎖(next-key lock)在該級別下失效；

此時，其他事務的插入依然可以執(zhí)行，就可能導致，讀取到幻影記錄。該級別是最常使用的。而且如果是不上鎖的select，可能產(chǎn)生不可重復讀。

該級別下是通過快照讀來防止讀臟的。因為在該級別下的快照讀總是能讀到最新的行數(shù)據(jù)快照，當然，必須是已提交事務寫入的，所以可能產(chǎn)生不可重復讀。

c. 可重復讀(Repeated Read, RR)

這是InnoDB默認的隔離級別，在RR下：

• 普通的select使用快照讀(snapshot read)，這是一種不加鎖的一致性讀(Consistent Nonlocking Read)，底層使用MVCC來實現(xiàn)；
• 加鎖的select(select ... in share mode / select ... for update), update, delete等語句，它們的鎖，依賴于它們是否在唯一索引(unique index)上使用了唯一的查詢條件(unique search condition，此時使用記錄鎖)，或者范圍查詢條件(range-type search condition，此時使用間隙鎖或臨鍵鎖)；
• 在唯一索引上使用唯一的查詢條件，會使用記錄鎖(record lock)，而不會封鎖記錄之間的間隔，即不會使用間隙鎖(gap lock)與臨鍵鎖(next-key lock)；
• 范圍查詢條件或者是非唯一索引，會使用間隙鎖與臨鍵鎖，鎖住索引記錄之間的范圍，避免范圍間插入記錄，以避免產(chǎn)生幻影行記錄，以及避免不可重復讀；

在該級別下

• 通過快照讀以及鎖定區(qū)間來實現(xiàn)避免產(chǎn)生幻讀和不可重復讀；
• 某個事務首次read記錄的時間為T，未來不會讀取到T時間之后已提交事務寫入的記錄，以保證連續(xù)相同的read讀到相同的結(jié)果集，這可以防止不可重復讀；
• RR下是通過間隙鎖，臨鍵鎖來解決幻影讀問題；

d. 串行化(Serializable)

這種事務的隔離級別下，所有select語句都會被隱式的轉(zhuǎn)化為select ... in share mode，也就是默認上共享讀鎖(S鎖)。

所以，如果事務A先執(zhí)行如下sql之后，會嘗試獲取所查詢行的IS鎖(和別的IS、IX鎖是兼容的)，這時別的事務也能獲取這些行的IS鎖甚至是S鎖，但是如果接下來，事務A如果update或delete其中的某些行，這時就獲取了X鎖，別的事務即便是執(zhí)行普通的select語句也會阻塞，因為它們嘗試獲取IS鎖，但是IS鎖和X鎖是互斥的，這樣就避免了讀臟、不可重復讀以及幻讀，所有事務就只能串行了。

select ... ;

這是一致性最好的，但并發(fā)性最差的隔離級別。高并發(fā)量的場景下，幾乎不會使用上述a和d這兩種隔離級別。

4. 總結(jié)

并發(fā)事務之間相互干擾，就可能導致事務出現(xiàn)讀臟，不可重復讀，幻讀等問題。

InnoDB實現(xiàn)了SQL92標準中的四種隔離級別：

• 讀未提交：select不加鎖，可能出現(xiàn)讀臟；
• 讀提交(RC)：普通select快照讀，鎖select /update /delete 會使用記錄鎖，可能出現(xiàn)不可重復讀；
• 可重復讀(RR)：普通select快照讀，鎖select /update /delete 根據(jù)查詢條件等情況，會選擇記錄鎖，或者間隙鎖/臨鍵鎖，以防止讀取到幻影記錄；
• 串行化：select隱式轉(zhuǎn)化為select ... in share mode，會被update與delete互斥；

InnoDB默認的隔離級別是RR，用得最多的隔離級別是RC

總結(jié)

以上就是這篇文章的全部內(nèi)容了，希望本文的內(nèi)容對大家的學習或者工作具有一定的參考學習價值，如果有疑問大家可以留言交流，謝謝大家對腳本之家的支持。