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innodb是如何巧妙实现事务隔离级别

  之前的文章mysql锁机制详解中我们详细讲解了innodb的锁机制,锁机制是用来保证在并发情况下数据的准确性,而要保证数据准确通常需要事务的支持,而mysql存储引擎innodb是通过锁机制来巧妙地实现事务的隔离特性中的4种隔离级别。

  事务ACID特性,其中I代表隔离性(Isolation)。隔离性是指,多个用户的并发事务访问同一个数据库时,一个用户的事务不应该被其他用户的事务干扰,多个并发事务之间要相互隔离。

1. 事务之间如何互相干扰

  一个事务是如何干扰其他事务呢?举个例子,有如下表:

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

  表中有如下数据:

1, zhangsan2, lisi3, wangwu

demo1:

  事务A,先执行,处于未提交的状态:

insert into t values(4, "zhaoliu");

  事务B,后执行,也未提交:

select * from t;

  如果事务B能够读取到(4, zhaoliu)这条记录,说明事务A就对事务B产生了影响,这种影响叫做“读脏”,即读到了未提交事务操作的记录。

demo2:

  事务A,先执行:

select * from t where id=1;结果集为1,zhangsan

  事务B,后执行,并且提交:

update t set name=xxx where id=1;commit;

  事务A,再次执行相同的查询:

select * from t where id=1;结果集为:1, xxx

  这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这种影响叫做“不可重复读”,即一个事务内相同的查询,却得到了不同的结果。

demo3:

  事务A,先执行:

select * from t where id>3;

 结果集为:

 NULL

  事务B,后执行,并且提交:

insert into t values(4, zhaoliu);commit;

  事务A,首次查询了id>3的结果为NULL,于是想插入一条为4的记录:

insert into t values(4, xxoo);结果集为:Error : duplicate key!

  你可能会想。。。你TM在逗我?查了id>3为空集,insert id=4时又告诉我PK冲突?→_→

  这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这种影响叫做“幻读”。

  如上,并发的事务可能导致其他事务出现读脏不可重复读幻读。为了避免如上情况出现,innodb又做了哪些努力呢?

2. InnoDB实现了哪几种事务的隔离级别?

  InnoDB实现了四种不同事务的隔离级别:

读未提交(Read Uncommitted)读提交(Read Committed, RC)可重复读(Repeated Read, RR)串行化(Serializable)

  不同事务的隔离级别,实际上是一致性与并发性的一个权衡与折衷。

3. 四种事务的隔离级别,innodb如何实现?

  InnoDB使用不同的锁策略(Locking Strategy)来实现不同的隔离级别。

a. 读未提交(Read Uncommitted)

  这种事务隔离级别下,select语句不加锁,也不是快照读。

SELECT statements are performed in a nonlocking fashion.

  此时,可能读取到不一致的数据,即“读脏”。这是并发最高,一致性最差的隔离级别。

b. 读提交(Read Committed, RC)

    普通select是快照读;加锁的select, update, delete等语句,除了在外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会封锁区间,其他时刻都只使用记录锁;间隙锁(gap lock)、临建锁(next-key lock)在该级别下失效;

  此时,其他事务的插入依然可以执行,就可能导致,读取到幻影记录。该级别是最常使用的。而且如果是不上锁的select,可能产生不可重复读。

  该级别下是通过快照读来防止读脏的。因为在该级别下的快照读总是能读到最新的行数据快照,当然,必须是已提交事务写入的,所以可能产生不可重复读。

c. 可重复读(Repeated Read, RR)

  这是InnoDB默认的隔离级别,在RR下:

    普通的select使用快照读(snapshot read),这是一种不加锁的一致性读(Consistent Nonlocking Read),底层使用MVCC来实现;加锁的select(select ... in share mode / select ... for update), update, delete等语句,它们的锁,依赖于它们是否在唯一索引(unique index)上使用了唯一的查询条件(unique search condition,此时使用记录锁),或者范围查询条件(range-type search condition,此时使用间隙锁或临键锁);在唯一索引上使用唯一的查询条件,会使用记录锁(record lock),而不会封锁记录之间的间隔,即不会使用间隙锁(gap lock)与临键锁(next-key lock);范围查询条件或者是非唯一索引,会使用间隙锁与临键锁,锁住索引记录之间的范围,避免范围间插入记录,以避免产生幻影行记录,以及避免不可重复读;

  在该级别下

通过快照读以及锁定区间来实现避免产生幻读和不可重复读;某个事务首次read记录的时间为T,未来不会读取到T时间之后已提交事务写入的记录,以保证连续相同的read读到相同的结果集,这可以防止不可重复读;RR下是通过间隙锁,临键锁来解决幻影读问题;

d. 串行化(Serializable)

  这种事务的隔离级别下,所有select语句都会被隐式的转化为select ... in share mode,也就是默认上共享读锁(S锁)。

  所以,如果事务A先执行如下sql之后,会尝试获取所查询行的IS锁(和别的IS、IX锁是兼容的),这时别的事务也能获取这些行的IS锁甚至是S锁,但是如果接下来,事务A如果update或delete其中的某些行,这时就获取了X锁,别的事务即便是执行普通的select语句也会阻塞,因为它们尝试获取IS锁,但是IS锁和X锁是互斥的,这样就避免了读脏、不可重复读以及幻读,所有事务就只能串行了。

select ... ;

  这是一致性最好的,但并发性最差的隔离级别。高并发量的场景下,几乎不会使用上述a和d这两种隔离级别。

4. 总结

  并发事务之间相互干扰,就可能导致事务出现读脏,不可重复读,幻读等问题。

  InnoDB实现了SQL92标准中的四种隔离级别:

读未提交:select不加锁,可能出现读脏;读提交(RC):普通select快照读,锁select /update /delete 会使用记录锁,可能出现不可重复读;可重复读(RR):普通select快照读,锁select /update /delete 根据查询条件等情况,会选择记录锁,或者间隙锁/临键锁,以防止读取到幻影记录;串行化:select隐式转化为select ... in share mode,会被update与delete互斥;

  InnoDB默认的隔离级别是RR,用得最多的隔离级别是RC