sql標準定義了4類隔離級別,包括了一些具體規則,用來限定事務內外的哪些改變是可見的,哪些是不可見的。低階別的隔離級一般支援更高的併發處理,並擁有更低的系統開銷。
read uncommitted(讀取未提交內容)
在該隔離級別,所有事務都可以看到其他未提交事務的執行結果。本隔離級別很少用於實際應用,因為它的效能也不比其他級別好多少。讀取未提交的資料,也被稱之為髒讀(dirty read)。
read committed(讀取提交內容)
這是大多數資料庫系統的預設隔離級別(但不是mysql預設的)。它滿足了隔離的簡單定義:乙個事務只能看見已經提交事務所做的改變。這種隔離級別 也支援所謂的不可重複讀(nonrepeatable read),因為同一事務的其他例項在該例項處理其間可能會有新的commit,所以同一select可能返回不同結果。
repeatable read(可重讀)
這是mysql的預設事務隔離級別,它確保同一事務的多個例項在併發讀取資料時,會看到同樣的資料行。不過理論上,這會導致另乙個棘手的問題:幻讀 (phantom read)。簡單的說,幻讀指當使用者讀取某一範圍的資料行時,另乙個事務又在該範圍內插入了新行,當使用者再讀取該範圍的資料行時,會發現有新的「幻影」 行。innodb和falcon儲存引擎通過多版本併發控制(mvcc,multiversion concurrency control)機制解決了該問題。
serializable(可序列化)
這是最高的隔離級別,它通過強制事務排序,使之不可能相互衝突,從而解決幻讀問題。簡言之,它是在每個讀的資料行上加上共享鎖。在這個級別,可能導致大量的超時現象和鎖競爭。
這四種隔離級別採取不同的鎖型別來實現,若讀取的是同乙個資料的話,就容易發生問題。例如:
髒讀(drity read):某個事務已更新乙份資料,另乙個事務在此時讀取了同乙份資料,由於某些原因,前乙個rollback了操作,則後乙個事務所讀取的資料就會是不正確的。
不可重複讀(non-repeatable read):在乙個事務的兩次查詢之中資料不一致,這可能是兩次查詢過程中間插入了乙個事務更新的原有的資料。
幻讀(phantom read):在乙個事務的兩次查詢中資料筆數不一致,例如有乙個事務查詢了幾列(row)資料,而另乙個事務卻在此時插入了新的幾列資料,先前的事務在接下來的查詢中,就會發現有幾列資料是它先前所沒有的。
在mysql中,實現了這四種隔離級別,分別有可能產生問題如下所示:
下面,將利用mysql的客戶端程式,分別測試幾種隔離級別。測試資料庫為test,表為tx;表結構:
id int
num
int
兩個命令列客戶端分別為a,b;不斷改變a的隔離級別,在b端修改資料。
(一)、將a的隔離級別設定為read uncommitted(未提交讀)
在b未更新資料之前:
客戶端a:
b更新資料:
客戶端b:
客戶端a:
經過上面的實驗可以得出結論:事務b更新了一條記錄,但是沒有提交,此時事務a可以查詢出未提交記錄,造成髒讀現象。未提交讀是最低的隔離級別。
(二)、將客戶端a的事務隔離級別設定為read committed(已提交讀)
在b未更新資料之前:
客戶端a:
b更新資料:
客戶端b:
客戶端a:
經過上面的實驗可以得出結論:已提交讀隔離級別解決了髒讀的問題,但是出現了不可重複讀的問題,即事務a在兩次查詢的資料不一致,因為在兩次查詢之間事務b更新了一條資料。已提交讀只允許讀取已提交的記錄,但不要求可重複讀。
(三)、將a的隔離級別設定為repeatable read(可重複讀)
在b未更新資料之前:
客戶端a:
b更新資料:
客戶端b:
客戶端a:
b插入資料:
客戶端b:
客戶端a:
由以上的實驗可以得出結論:可重複讀隔離級別只允許讀取已提交記錄,而且在乙個事務兩次讀取乙個記錄期間,其他事務不能更新該記錄。但該事務不要求與其他事務可序列化。例如,當乙個事務可以找到由乙個已提交事務更新的記錄,但是可能產生幻讀問題(注意是可能,因為資料庫對隔離級別的實現有所差別)。像以上的實驗,就沒有出現資料幻讀的問題。
(四)、將a的隔離級別設定為可序列化 (serializable)
a端開啟事務,b端插入一條記錄
事務a端:
事務b端:
因為此時事務a的隔離級別設定為serializable,開始事務後,並沒有提交,所以事務b只能等待。
事務a提交事務:
事務a端
事務b端
MySQL事務,事務隔離級別詳解
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MySQL事務隔離級別詳解
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