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彻底理解事务的4个隔离级别

2018-06-17 23:36:04来源：未知阅读 ()

简介

在DBMS中，事务保证了一个操作序列可以全部都执行或者全部都不执行（原子性），从一个状态转变到另外一个状态（一致性）。由于事务满足久性。所以一旦事务被提交之后，数据就能够被持久化下来，又因为事务是满足隔离性的，所以，当多个事务同时处理同一个数据的时候，多个事务直接是互不影响的，所以，在多个事务并发操作的过程中，如果控制不好隔离级别，就有可能产生脏读、不可重复读或者幻读等读现象。

在数据库事务的ACID四个属性中，隔离性是一个最常放松的一个。可以在数据操作过程中利用数据库的锁机制或者多版本并发控制机制获取更高的隔离等级。但是，随着数据库隔离级别的提高，数据的并发能力也会有所下降。所以，如何在并发性和隔离性之间做一个很好的权衡就成了一个至关重要的问题。

数据库事务的隔离级别有4个，由低到高依次为Read uncommitted、Read committed、Repeatable read、Serializable，这四个级别可以逐个解决脏读、不可重复读、幻读这几类问题。

注意：我们讨论隔离级别的场景，主要是在多个事务并发的情况下，因此，接下来的讲解都围绕事务并发。

Read uncommitted

读未提交，顾名思义，就是一个事务可以读取另一个未提交事务的数据。

事例：老板要给程序员发工资，程序员的工资是3.6万/月。但是发工资时老板不小心按错了数字，按成3.9万/月，该钱已经打到程序员的户口，但是事务还没有提交，就在这时，程序员去查看自己这个月的工资，发现比往常多了3千元，以为涨工资了非常高兴。但是老板及时发现了不对，马上回滚差点就提交了的事务，将数字改成3.6万再提交。

分析：这种情况就是脏读，两个并发的事务，"事务A"：领导发工资、"事务B"：程序员查看工资，事务B读取了事务A尚未提交的数据实际程序员这个月的工资还是3.6万，但是程序员看到的是3.9万。

未提交读的数据库锁情况（实现原理）

事务在读数据的时候并未对数据加锁。

事务在修改数据的时候只对数据增加行级共享锁。

表现：

事务1读取某行记录时，事务2也能对这行记录进行读取、更新；当事务2对该记录进行更新时，事务1再次读取该记录，能读到事务2对该记录的修改版本，即使该修改尚未被提交。
事务1更新某行记录时，事务2不能对这行记录做更新，直到事务1结束。

举例

设置 set session transaction isolation level read uncommitted;

set autocommit=0;

下面还是借用我在数据库的读现象浅析一文中举的例子来说明在未提交读的隔离级别中两个事务之间的隔离情况。

事务一	事务二
`/* Query 1 /` `SELECT age FROM users WHERE id = 1;` `/ will read 20 */`
	`/* Query 2 /` `UPDATE users SET age = 21 WHERE id = 1;` `/ No commit here */`
`/* Query 1 /` `SELECT age FROM users WHERE id = 1;` `/ will read 21 */`
	`ROLLBACK;` `/* lock-based DIRTY READ */`

事务一共查询了两次，在两次查询的过程中，事务二对数据进行了修改，并未提交（commit）。但是事务一的第二次查询查到了事务二的修改结果。在数据库的读现象浅析中我们介绍过，这种现象我们称之为脏读。

所以，未提交读会导致脏读

事务1更新某行记录时，事务2不能对这行记录做更新，直到事务1结束：

可以看到右边更新一个记录时，还没有提交；

此时，左边的事务二也对这条记录更新，会阻塞。

Read committed

提交读，顾名思义，就是一个事务要等另一个事务提交后才能读取数据。

事例：程序员拿着信用卡去享受生活（卡里当然是只有3.6万），当他埋单时（程序员事务开启），收费系统事先检测到他的卡里有3.6万，就在这个时候！！程序员的妻子要把钱全部转出充当家用，并提交。当收费系统准备扣款时，再检测卡里的金额，发现已经没钱了（第二次检测金额当然要等待妻子转出金额事务提交完）。程序员就会很郁闷，明明卡里是有钱的…

分析：这就是提交读，若有事务对数据进行更新（UPDATE）操作时，读操作事务要等待这个更新操作事务提交后才能读取数据，可以解决脏读问题。但在这个事例中，出现了一个事务范围内两个相同的查询却返回了不同数据，这就是不可重复读。

提交读的数据库锁情况(实现原理)

事务对当前被读取的数据加行级共享锁（当读到时才加锁），一旦读完该行，立即释放该行级共享锁；

事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级排他锁，直到事务结束才释放。

举例

事务一事务二

/* Query 1 */
SELECT * FROM users WHERE id = 1;

/* Query 2 */
UPDATE users SET age = 21 WHERE id = 1;
COMMIT;
/* in multiversion concurrency control, or lock-based READ COMMITTED */

事务一	事务二
`/* Query 1 /` `SELECT FROM users WHERE id = 1;`
	`/* Query 2 /` `UPDATE users SET age = 21 WHERE id = 1;` `COMMIT;` `/ in multiversion concurrency control, or lock-based READ COMMITTED */`
`/* Query 1 /` `SELECT FROM users WHERE id = 1` `lock in share mode;` `COMMIT;` `/lock-based REPEATABLE READ /`

/* Query 1 */
SELECT * FROM users WHERE id = 1

lock in share mode;
COMMIT;
/*lock-based REPEATABLE READ */

**在事务二没有提交之前，事务一是不能更改这条记录的，也不可以加共享锁(lock in share mode)。只能执行普通的查询。

在提交读隔离级别中，在事务二提交之前，事务一不能读取数据。只有在事务二提交之后，事务一才能读数据。

但是从上面的例子中我们也看到，事务一两次读取的结果并不一致，所以提交读不能解决不可重复读的读现象。

简而言之，提交读这种隔离级别保证了读到的任何数据都是提交的数据，避免了脏读(dirty reads)。但是不保证事务重新读的时候能读到相同的数据，因为在每次数据读完之后其他事务可以修改刚才读到的数据。

Repeatable read

重复读，就是在开始读取数据（事务开启）时，不再允许修改操作

事例：程序员拿着信用卡去享受生活（卡里当然是只有3.6万），当他买单时（事务开启，不允许其他事务的UPDATE修改操作），收费系统事先检测到他的卡里有3.6万。这个时候他的妻子不能转出金额了。接下来收费系统就可以扣款了。

分析：重复读可以解决不可重复读问题。写到这里，应该明白的一点就是，不可重复读对应的是修改，即UPDATE操作。但是可能还会有幻读问题。因为幻读问题对应的是插入INSERT操作，而不是UPDATE操作。

可重复读的数据库锁情况

事务在读取某数据的瞬间（就是开始读取的瞬间），必须先对其加行级共享锁，直到事务结束才释放；

事务在更新某数据的瞬间（就是发生更新的瞬间），必须先对其加行级排他锁，直到事务结束才释放。

现象

事务1在读取某行记录的整个过程中，事务2都可以对该行记录进行读取（因为事务一对该行记录增加行级共享锁的情况下，事务二同样可以对该数据增加共享锁来读数据。）。

事务1在读取某行记录的整个过程中，事务2都不能修改该行数据（事务一在读取的整个过程会对数据增加共享锁，直到事务提交才会释放锁，所以整个过程中，任何其他事务都不能对该行数据增加排他锁。所以，可重复读能够解决不可重复读的读现象）

举例

事务一	事务二
`/* Query 1 /` `SELECT FROM users WHERE id = 1;` `COMMIT;`
	`/* Query 2 /` `UPDATE users SET age = 21 WHERE id = 1;` `COMMIT;` `/ in multiversion concurrency control, or lock-based READ COMMITTED */`

在上面的例子中，只有在事务一提交之后，事务二才能更改该行数据。所以，只要在事务一从开始到结束的这段时间内，无论他读取该行数据多少次，结果都是一样的。

幻读

事例：程序员某一天去消费，花了2千元，然后他的妻子去查看他今天的消费记录（全表扫描FTS，妻子事务开启），看到确实是花了2千元，就在这个时候，程序员花了1万买了一部电脑，即新增INSERT了一条消费记录，并提交。当妻子打印程序员的消费记录清单时（妻子事务提交），发现花了1.2万元，似乎出现了幻觉，这就是幻读。

事务一：妻子去查看消费记录，事务一的两次范围查询结果并不相同。这也就是我们提到的幻读。

可重复读隔离级别可以解决不可重复读的读现象，但是解决不了幻读。解决幻读需要序列化。