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MySQL InnoDB事务隔离级别脏读、可反复读、幻读
希望通过本文。能够加深读者对ySQL InnoDB的四个事务隔离级别。以及脏读、不反复读、幻读的理解。
MySQL InnoDB事务的隔离级别有四级，默认是“可反复读”（REPEATABLE READ）。
· 未提交读（READUNCOMMITTED）。
还有一个事务改动了数据，但尚未提交。而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据（脏读）。
· 提交读（READCOMMITTED）。本事务读取到的是最新的数据（其它事务提交后的）。
问题是。在同一个事务里，前后两次同样的SELECT会读到不同的结果（不反复读）。
· 可反复读（REPEATABLEREAD）。在同一个事务里。SELECT的结果是事务開始时时间点的状态，因此，相同的SELECT操作读到的结果会是一致的。
可是，会有幻读现象（稍后解释）。
· 串行化（SERIALIZABLE）。读操作会隐式获取共享锁。能够保证不同事务间的相互排斥。
四个级别逐渐增强，每一个级别解决一个问题。
· 脏读，最easy理解。还有一个事务改动了数据，但尚未提交。而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。
· 不反复读。
攻克了脏读后，会遇到，同一个事务运行过程中，另外一个事务提交了新数据，因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致。
· 幻读。攻克了不反复读，保证了同一个事务里，查询的结果都是事务開始时的状态（一致性）。可是。假设还有一个事务同一时候提交了新数据，本事务再更新时，就会“惊奇的”发现了这些新数据。貌似之前读到的数据是“鬼影”一样的幻觉。
MySQL InnoDB事务隔离级别可设置为global和session级别。
事务隔离级别查看
查看当前session的事务隔离级别：
mysql> show variables like ‘%tx_isolation%‘; +---------------+--------------+ | Variable_name | Value | +---------------+--------------+ | tx_isolation | SERIALIZABLE | +---------------+--------------+
查看全局的事务隔离级别。
mysql> show global variables like ‘%tx_isolation%‘; +---------------+-----------------+ | Variable_name | Value | +---------------+-----------------+ | tx_isolation | REPEATABLE-READ | +---------------+-----------------+ 1 row in set (0.00 sec)设置事务隔离级别：
设置global事务隔离级别：
set global isolation level read committed;
注意一点的设置global并不会对当前session生效。
设置session事务隔离级别sql脚本：
set session transaction isolation level read uncommitted; set session transaction isolation level read committed; set session transaction isolation level REPEATABLE READ; set session transaction isolation level SERIALIZABLE;
上面的文字，读起来并非那么easy让人理解。下面用几个实验对InnoDB的四个事务隔离级别做具体的解释，希望通过实验来加深大家对InnoDB的事务隔离级别理解。
CREATE TABLE `t` ( `a` INT (11) NOT NULL PRIMARY KEY ) ENGINE = INNODB DEFAULT CHARSET = UTF8; INSERT INTO t (a) VALUES (1),(2),(3);
实验一：解释脏读、可反复读问题
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更新事务 |
事务A READ-UNCOMMITTED |
事务B READ-COMMITTED, |
事务C-1 REPEATABLE-READ |
事务C-2 REPEATABLE-READ |
事务D SERIALIZABLE |
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set autocommit =0; |
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start transaction ; |
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start transaction; |
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insert into t(a)values(4); |
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select * from t; 1,2,3,4(脏读：读取到了未提交的事务中的数据) |
select * from t; 1,2,3（解决脏读） |
select * from t; 1,2,3 |
select * from t; 1,2,3 |
select * from t; 1,2,3 |
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commit; |
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select * from t: 1,2,3,4 |
select * from t: 1,2,3,4 |
select * from t: 1,2,3,4 (与上面的不在一个事务中，所以读到为事务提交后最新的，所以可读到4) |
select * from t: 1,2,3（反复读：因为与上面的在一个事务中。所以仅仅读到事务開始事务的数据，也就是反复读） |
select * from t: 1,2,3,4 |
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commit（提交事务。以下的就是一个新的事务。所以能够读到事务提交以后的最新数据） |
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select * from t: 1,2,3,4 |
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READ-UNCOMMITTED 会产生脏读，基本非常少适用于实际场景，所以基本不使用。 |
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实验二：測试READ-COMMITTED与REPEATABLE-READ
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事务A |
事务B READ-COMMITTED |
事务C REPEATABLE-READ |
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set autocommit =0; |
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start transaction ; |
start transaction; |
start transaction; |
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insert into t(a)values(4); |
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select * from t; 1,2,3 |
select * from t; 1,2,3 |
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commit; |
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select * from t: 1,2,3,4 |
select * from t: 1,2,3（反复读：因为与上面的在一个事务中，所以仅仅读到事务開始事务的数据，也就是反复读） |
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commit（提交事务，以下的就是一个新的事务，所以能够读到事务提交以后的最新数据） |
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select * from t: 1,2,3,4 |
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REPEATABLE-READ能够确保一个事务中读取的数据是可反复的。也就是同样的读取（第一次读取以后。即使其它事务已经提交新的数据，同一个事务中再次select也并不会被读取）。 READ-COMMITTED仅仅是确保读取最新事务已经提交的数据。 |
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当然数据的可见性都是对不同事务来说的，同一个事务，都是能够读到此事务中最新数据的。
start transaction; insert into t(a) values (4); select * from t; 1,2,3,4; insert into t(a) values (5); select * from t; 1,2,3,4,5;
实验三：測试SERIALIZABLE事务对其它的影响
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事务A SERIALIZABLE |
事务B READ-UNCOMMITTED |
事务C READ-COMMITTED, |
事务D REPEATABLE-READ |
事务E SERIALIZABLE |
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set autocommit =0; |
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start transaction ; |
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start transaction; |
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select a from t union all select sleep(1000) from dual; |
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insert into t(a)values(5); |
insert into t(a)values(5); |
insert into t(a)values(5); |
insert into t(a)values(5); |
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ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction |
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction |
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction |
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction |
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SERIALIZABLE 串行化运行，导致全部其它事务不得不等待事务A结束才行能够运行，这里特意使用了sleep函数，直接导致事务B,C,D,E等待事务A持有释放的锁。 因为我sleep了1000秒，而innodb_lock_wait_timeout为120s。所以120s到了就报错HY000错误。 |
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SERIALIZABLE是相当严格的串行化运行模式。无论是读还是写。都会影响其它读取同样的表的事务。是严格的表级读写排他锁。也就失去了innodb引擎的长处。实际应用非常少。 |
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实验四：幻读
一些文章写到InnoDB的可反复读避免了“幻读”（phantom read），这个说法并不准确。
做个试验：(下面全部试验要注意存储引擎和隔离级别)
mysql>show create table t_bitfly\G; CREATE TABLE `t_bitfly` ( `id` bigint(20) NOT NULL default ‘0‘, `value` varchar(32) default NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk mysql>select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation; +-----------------------+-----------------+ | @@global.tx_isolation | @@tx_isolation | +-----------------------+-----------------+ | REPEATABLE-READ | REPEATABLE-READ | +-----------------------+-----------------+
试验4-1：
SessionA Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly;
empty set
INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, ‘a‘);
SELECT * FROM t_bitfly;
empty set
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
empty set
INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, ‘a‘);
ERROR 1062 (23000):
Duplicate entry ‘1‘ for key 1
如此就出现了幻读，以为表里没有数据，事实上数据已经存在了。傻乎乎的提交后，才发现数据冲突了。
试验4-2：
SessionA Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |a |
+------+-------+
INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, ‘b‘);
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |a |
+------+-------+
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |a |
+------+-------+
UPDATE t_bitfly SET value=‘z‘;
Rows matched: 2 Changed:2 Warnings: 0
(怎么多出来一行)
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |z |
| 2 |z |
+------+-------+
本事务中第一次读取出一行，做了一次更新后。还有一个事务里提交的数据就出现了。也能够看做是一种幻读。
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那么，InnoDB指出的能够避免幻读是怎么回事呢？
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.html
By default, InnoDB operatesin REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlogsystem variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searchesand index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoidingthe Phantom Problem Using Next-Key Locking”).
准备的理解是，当隔离级别是可反复读。且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，在搜索和扫描index的时候使用的next-keylocks能够避免幻读。
关键点在于，是InnoDB默认对一个普通的查询也会加next-key locks。还是说须要应用自己来加锁呢？假设单看这一句，可能会以为InnoDB对普通的查询也加了锁。假设是。那和序列化（SERIALIZABLE）的差别又在哪里呢？
MySQL manual里另一段：
13.2.8.5. Avoiding the PhantomProblem Using Next-Key Locking (http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html)
Toprevent phantoms, InnoDB usesan algorithm called next-key locking that combinesindex-row locking with gap
locking.
Youcan use next-key locking to implement a uniqueness check in your application:If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row youare going to insert, then you can safely insert your row and know that thenext-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyonemeanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key lockingenables you to “lock” the nonexistence of something in your table.
我的理解是说，InnoDB提供了next-key locks，但须要应用程序自己去加锁。
manual里提供一个样例：
SELECT * FROM child WHERE id> 100 FOR UPDATE;
这样，InnoDB会给id大于100的行（假如child表里有一行id为102）。以及100-102，102+的gap都加上锁。
能够使用showinnodb status来查看是否给表加上了锁。
再看一个实验，要注意，表t_bitfly里的id为主键字段。
实验4-3：
Session A Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly
WHERE id<=1
FOR UPDATE;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
INSERT INTO t_bitfly
VALUES (2, ‘b‘);
Query OK, 1 row affected
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
INSERT INTO t_bitfly
VALUES (0, ‘0‘);
(waiting for lock ...
then timeout)
ERROR 1205 (HY000):
Lock wait timeout exceeded;
try restarting transaction
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
能够看到。用id<=1加的锁，仅仅锁住了id<=1的范围，能够成功加入id为2的记录，加入id为0的记录时就会等待锁的释放。
MySQL manual里对可反复读里的锁的详解：
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/set-transaction.html#isolevel_repeatable-read
Forlocking reads (SELECT with FORUPDATE or LOCK
IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements,
lockingdepends on whether the statement uses a unique index with a unique searchcondition, or a range-type search condition. For a unique index with a uniquesearch condition, InnoDB locksonly
the index record found, not the gap before it. For other searchconditions, InnoDB locksthe index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record)locks to block
insertions by other sessions into the gaps covered by the range.
------
一致性读和提交读，先看实验。
实验4-4：
SessionA Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
+----+-------+
INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, ‘b‘);
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
+----+-------+
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
| 2 |b |
+----+-------+
SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
| 2 |b |
+----+-------+
SELECT * FROM t_bitfly;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
+----+-------+
假设使用普通的读。会得到一致性的结果。假设使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。
本身，可反复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里。假设保证了可反复读，就会看不到其它事务的提交，违背了提交读；假设保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可反复读。
能够这么讲，InnoDB提供了这种机制。在默认的可反复读的隔离级别里。能够使用加锁读去查询最新的数据。
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-consistent-read.html
Ifyou want to see the “freshest” state of the database, you should use either theREAD COMMITTED isolation level or a locking read:
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
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结论：MySQLInnoDB的可反复读并不保证避免幻读，须要应用使用加锁读来保证。而这个加锁度使用到的机制就是next-keylocks。
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文章幻读部分直接转载了bitfly的文章： http://blog.bitfly.cn/post/mysql-innodb-phantom-read/
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MySQL InnoDB四个事务级别 与 脏读、不反复读、幻读
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