MySQL の 4 つのトランザクション分離レベルの詳細な説明と比較

Mysql リレーショナル データベース管理システム

MySQL は、スウェーデンの MySQL AB 社によって開発された、オープンソースの小規模リレーショナル データベース管理システムです。 MySQL は、インターネット上の小規模および中規模の Web サイトで広く使用されています。 MySQL は、サイズが小さく、速度が速く、総所有コストが低く、特にオープンソースの特性により、Web サイトの総所有コストを削減するために、多くの中小規模の Web サイトが Web サイト データベースとして MySQL を選択しています。

この記事では、MySQL の 4 つのトランザクション分離レベルの詳細な説明と比較を主に紹介します。Mysql の基礎知識とそのトランザクション分離の比較について詳しく説明します。必要な友人は参考にしてください。

MySQL の 4 つのトランザクション分離レベルの詳細な説明と比較

SQL:1992 トランザクション分離レベルによると、InnoDB のデフォルトは REPEATABLE READ です。 MySQL/InnoDB は、SQL 標準で記述されている 4 つのトランザクション分離レベルをすべて提供します。コマンドラインまたはオプションファイルで --transaction-isolation オプションを使用して、すべての接続のデフォルトの分離レベルを設定できます。

たとえば、my.inf ファイルの [mysqld] セクションでこのオプションを次のように設定できます。

transaction-isolation = {READ-UNCOMMITTED | READ-COMMITTED | REPEATABLE-READ | SERIALIZABLE}

ユーザーは SET TRANSACTION ステートメントを使用して、単一セッションまたはすべての受信接続の分離レベルを変更できます。その構文は次のとおりです:

SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

注: デフォルトの動作 (セッションおよびグローバルなし) では、次の (開始されていない) トランザクションの分離レベルが設定されます。 GLOBAL キーワードを使用すると、ステートメントは、それ以降に作成されるすべての新しい接続 (存在しない接続を除く) に対してデフォルトのトランザクション レベルをグローバルに設定します。これを行うには SUPER 権限が必要です。 SESSION キーワードを使用して、現在の接続で実行される将来のトランザクションのデフォルトのトランザクション レベルを設定します。 どのクライアントも、(トランザクションの途中でも) セッション分離レベルを自由に変更したり、次のトランザクションの分離レベルを設定したりできます。

次のステートメントを使用して、グローバル トランザクション分離レベルとセッション トランザクション分離レベルをクエリできます:

SELECT @@global.tx_isolation;
SELECT @@session.tx_isolation;
SELECT @@tx_isolation;

----上記マニュアルの理論的知識;

================= === ============================================== === =====================
分離レベル ダーティリード NonRepeatable Read ファントムリード
====== ========== ================================================= =========================

コミットされていない読み取り 可能 可能

すでに読み取りコミット済み 不可能 可能 反復可能読み取り 不可能 不可能 可能

シリアル化可能 不可能 不可能

========== ======================================= ========== ================================

・未コミットの読み取り: ダーティを許可読み取り、つまり可能 他のセッションのコミットされていないトランザクションによって変更されたデータの読み取り

· コミットされた読み取り: コミットされたデータのみを読み取ることができます。 Oracle などのほとんどのデータベースは、デフォルトでこのレベル (反復読み取りなし) に設定されています

· 反復読み取り: 反復可能な読み取り。同じトランザクション内のクエリは、トランザクションの開始時 (InnoDB のデフォルト レベル) で一貫性があります。 SQL 標準では、この分離レベルにより反復不可能な読み取りは排除されますが、ファントム読み取りは依然として存在します

直列化可能: 完全に直列化された読み取り、各読み取りにはテーブルレベルの共有ロックが必要で、読み取りと書き込みは相互に排他的です。すべてがブロックされます

例を使用して各レベルの状況を説明します:

① 脏读: 脏读就是指当一个事务正在访问数据，并且对数据进行了修改，而这种修改还没有提交到数据库中，这时，另外一个事务也访问这个数据，然后使用了这个数据。

session 1:
mysql> select @@global.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ    |
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select @@session.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@session.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ    |
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(1);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

session 2:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ    |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select @@global.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ  |    --------该隔离级别下(除了 read uncommitted)
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
Empty set (0.00 sec)       --------不会出现脏读

mysql> set session transaction isolation level read uncommitted;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| READ-UNCOMMITTED    |  --------该隔离级别下
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |                    --------REPEATABLE-READ级别出现脏读

+------+
1 row in set (0.00 sec)

结论:session 2 在READ-UNCOMMITTED 下读取到session 1 中未提交事务修改的数据.

② 不可重复读:是指在一个事务内，多次读同一数据。在这个事务还没有结束时，另外一个事务也访问该同一数据。那么，在第一个事务中的两次读数据之间，由于第二个事务的修改，那么第一个事务两次读到的的数据可能是不一样的。这样就发生了在一个事务内两次读到的数据是不一样的，因此称为是不可重复读。

session 1:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| READ-COMMITTED     |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

session 2 :

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ    |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |
+------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(2); /也可以更新数据
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |
|  2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.02 sec)

session 2 提交后,查看session 1 的结果;

session 1:

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |               --------和第一次的结果不一样,READ-COMMITTED 级别出现了不重复读
|  2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)
③ 可重复读:
session 1:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ    |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |
|  2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

session 2 :

mysql> select @@session.tx_isolation;
+------------------------+
| @@session.tx_isolation |
+------------------------+
| REPEATABLE-READ    |
+------------------------+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(3);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)

session 2 提交后,查看session 1 的结果;

session 1:

mysql> select * from ttd;
+------+
| id  |
+------+
|  1 |                   --------和第一次的结果一样,REPEATABLE-READ级别出现了重复读
|  2 |
+------+
2 rows in set (0.00 sec)

(commit session 1 之后 再select * from ttd 可以看到session 2 插入的数据3)

④ 幻读:第一个事务对一个表中的数据进行了修改，这种修改涉及到表中的全部数据行。同时，第二个事务也修改这个表中的数据，这种修改是向表中插入一行新数据。那么，以后就会发生操作第一个事务的用户发现表中还有没有修改的数据行，就好象发生了幻觉一样。

mysql>CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB

mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ    | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+

实验一：

t Session A          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，其实数据已经存在了，傻乎乎的提交后，才发现数据冲突了。

实验二：

t Session A         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，另一个事务里提交的数据就出现了。也可以看做是一种幻读。

当隔离级别是可重复读，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-key locks可以避免幻读。

再看一个实验，要注意，表t_bitfly里的id为主键字段。

实验三：
t 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, &#39;b&#39;);
|              Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id  | value |
| +------+-------+
| |  1 | a   |
| +------+-------+
|              INSERT INTO t_bitfly
|              VALUES (0, &#39;0&#39;);
|              (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   |
| +------+-------+

可以看到，用id<=1加的锁，只锁住了id<=1的范围，可以成功添加id为2的记录，添加id为0的记录时就会等待锁的释放。

实验四：一致性读和提交读
t Session A           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   |
| +----+-------+

如果使用普通的读，会得到一致性的结果，如果使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。

本身，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，如果保证了可重复读，就会看不到其他事务的提交，违背了提交读；如果保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。

可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以使用加锁读去查询最新的数据（提交读）。
MySQL InnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需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-key locks。

以上就是MySQL 四种事务隔离级别详解及对比的内容，更多相关内容请关注PHP中文网（www.php.cn）！