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MySQL InnoDB四个事务级别与脏读、不反复读、幻读

内容导读

互联网集市收集整理的这篇技术教程文章主要介绍了MySQL InnoDB四个事务级别与脏读、不反复读、幻读，小编现在分享给大家，供广大互联网技能从业者学习和参考。文章包含12795字，纯文字阅读大概需要19分钟。

内容图文

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

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
set autocommit =0;
start transaction ;				start transaction;
insert into t(a)values(4);
	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


commit;
	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
				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）
				select * from t: 1,2,3,4
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。

实验二：測试READ-COMMITTED与REPEATABLE-READ

事务A	事务B READ-COMMITTED	事务C REPEATABLE-READ
set autocommit =0;
start transaction ;	start transaction;	start transaction;
insert into t(a)values(4);
	select * from t; 1,2,3	select * from t; 1,2,3


commit;
	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）
		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）
		select * from t: 1,2,3,4
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。

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

事务A SERIALIZABLE	事务B READ-UNCOMMITTED	事务C READ-COMMITTED,	事务D REPEATABLE-READ	事务E SERIALIZABLE
set autocommit =0;
start transaction ;			start transaction;
select a from t union all select sleep(1000) from dual;
	insert into t(a)values(5);	insert into t(a)values(5);	insert into t(a)values(5);	insert into t(a)values(5);
	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
	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。
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。

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

v (shit, 刚刚明明告诉我没有这条记录的)

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。

------

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;

------

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。

==================== 结尾 ====================

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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内容总结

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1. 为什么要备份数据库对数据库来说，最重要也最容易被忽视的就是备份。由于不可预测性，偶然的事件可能会导致非常惨重的损失。数据越是重要，数据的变化越频繁，备份越发需要经常进行。备份周期根据不同业务的需要可以调整，但是不能忽视备份。备份时最好也备份my.cnf或my.ini，这样可以保存你以前的配置参数。2. MyISAM 表备份/恢复策略2.1. 文件热备份2.1.1. 拷贝文件因为MySQL表保存为文件方式，很容易备份。要想保持备份的一致...

mysql 设置 innodb_print_all_deadlocks=ON, 保存死锁日志

Introduced5.6.2Command-Line Format--innodb-print-all-deadlocks=#System VariableNameinnodb_print_all_deadlocksScopeGlobalDynamicYesPermitted ValuesTypebooleanDefaultOFFWhen this option is enabled, information about all deadlocks in InnoDB user transactions is recorded in the mysqld error log. Otherwise, you see information about only the last deadlock, using the SHOW ENGINE INNODB STATUS command. ...

除Innodb和MyISAM外MySQL所支持的存储引擎【代码】【图】

MySQL常用存储引擎之CSV CSV存储引擎可以将CSV文件作为mysql表来处理，存储格式就是普通的CSV文件。如果把数据存储在myisam和Innodb中，存储数据的文件是不能直接查看的，因为这两种存储引擎都是以二进制文件存储的。而CSV是以文本方式存储的，CSV是不支持索引的，查找的时候要进行全表扫描。文件系统存储特点：数据以文本方式存储在文件中（Innodb则是二进制）.CSV文件存储表内容.CSM文件存储表的元数据如表状态和数据量.frm文件存...

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