事例を通して MySQL のトランザクション分離レベルを理解する

この記事は、MySQL のトランザクション分離レベルを 4 つのケースを通して理解するのに役立ちます。

MySQL の分離レベルについて、多くの友人が常に混乱しています。実際、この問題はまったく難しいものではありません。鍵は、それをどのように説明するかにかかっています。理論を見るだけでめまいがすることは間違いありませんが、実際の SQL をいくつか使って実証してみると、これがとても簡単であることが誰でもわかるでしょう。 [関連する推奨事項: mysql ビデオ チュートリアル ]

今日、Brother Song は、いくつかの簡単なケースを通して MySQL のトランザクション分離レベルの問題を実証したいと思います。

1. 理論

MySQL には次の 4 種類のトランザクション分離レベルがあります:

• シリアル化 (SERIALIZABLE)
• REPEATABLE READ
• READ COMMITTED
• READ UNCOMMITTED

4 つの異なる分離レベルの意味は次のとおりです。

• SERIALIZABLE

分離レベルがシリアル化の場合、ユーザーは次々に渡します 現在のトランザクションを順番に実行します。この分離レベルは、トランザクション間の分離を最大限に提供します。

• REPEATABLE READ

この分離レベルの繰り返し読み取りでは、トランザクションはシーケンスとは見なされません。ただし、現在実行中のトランザクションの変更は外部からは見えないため、ユーザーが別のトランザクションで同じ SELECT ステートメントを複数回実行した場合、結果は常に同じになります。 (トランザクションの実行によって生じるデータの変更は外部からは確認できないため)。

• #READ COMMITTED

##READ COMMITTED 分離レベルは、REPEATABLE READ 分離レベルよりも安全性が低くなります。 READ COMMITTED レベルのトランザクションは、他のトランザクションによるデータの変更を確認できます。つまり、トランザクション中に他のトランザクションが対応するテーブルを変更した場合、同じトランザクションに対する複数の SELECT ステートメントは異なる結果を返す可能性があります。

#READ UNCOMMITTED

• ##READ UNCOMMITTED は、トランザクション間の分離を最小限に抑えます。この分離レベルのトランザクションは、ファントム読み取り操作と非反復読み取り操作を簡単に生成できることに加えて、他のトランザクションがまだコミットしていないデータを読み取ることができます。このトランザクションが他のトランザクションによってコミットされていない変更を計算の基礎として使用する場合、コミットされていない変更は親トランザクションによって元に戻され、その結果、大量のデータ変更が発生します。

MySQL データベースでは、デフォルトのトランザクション分離レベルは REPEATABLE READ

2 です。SQL の実践

次に、いくつかの簡単な SQL を通じて上記の理論を読者に検証していきます。

2.1 分離レベルの確認

次の SQL を使用して、データベース インスタンスのデフォルトのグローバル分離レベルと現在のセッションの分離レベルを確認できます。 MySQL8 より前に使用 次のコマンドを実行して MySQL 分離レベルを表示します:

SELECT @@GLOBAL.tx_isolation, @@tx_isolation;

クエリの結果は図に示すとおりです:

ご覧のとおり、デフォルトの分離レベルはグローバル分離レベルである REPEATABLE-READ です。これは、現在のセッション分離レベルと現在のセッション分離レベルの両方に当てはまります。

MySQL8 以降、次のコマンドを使用して MySQL のデフォルト分離レベルを表示します

:

SELECT @@GLOBAL.transaction_isolation, @@transaction_isolation;

キーワードが変更されており、その他はすべて同じです。 分離レベルは、次のコマンドで変更できます (開発者は、変更するときに、グローバル分離レベルを変更せずに、現在のセッション分離レベルを変更することをお勧めします):

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED

上記の SQL は、次のことを示しています。セッションの現在のデータベース分離レベルが READ UNCOMMITTED に設定されていることを確認します。設定が成功した後、分離レベルが再度クエリされ、図 1-2 に示すように、現在のセッションの分離レベルが変更されたことがわかります。 :

現在のセッションの分離レベルのみを変更した場合、セッションを変更した後、分離レベルはデフォルトの分離レベルに戻ることに注意してください。テストするときは、現在のセッションの分離レベルを変更するだけです。

2.2 READ UNCOMMITTED2.2.1 テスト データの準備

READ UNCOMMITTED は最も低い分離レベルです。この分離レベルには、

ダーティ読み取りがあります。 、利用できません 繰り返し読みと幻読み

の問題があるため、ここではまずこの分離レベルを見て、これら 3 つの問題が何であるかを誰もが理解できるようにします。

以下に分けて紹介します。 まず単純なテーブルを作成し、次のように 2 つのデータを事前設定します。

表的数据很简单，有 javaboy 和 itboyhub 两个用户，两个人的账户各有 1000 人民币。现在模拟这两个用户之间的一个转账操作。

注意，如果读者使用的是 Navicat 的话，不同的查询窗口就对应了不同的 session，如果读者使用了 SQLyog 的话，不同查询窗口对应同一个 session，因此如果使用 SQLyog，需要读者再开启一个新的连接，在新的连接中进行查询操作。

2.2.2 脏读

一个事务读到另外一个事务还没有提交的数据，称之为脏读。具体操作如下：

• 首先打开两个SQL操作窗口，假设分别为 A 和 B，在 A 窗口中输入如下几条 SQL （输入完成后不用执行）：

START TRANSACTION;
UPDATE account set balance=balance+100 where name='javaboy';
UPDATE account set balance=balance-100 where name='itboyhub';COMMIT;

• 在 B 窗口执行如下 SQL，修改默认的事务隔离级别为 READ UNCOMMITTED，如下：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED

• 接下来在 B 窗口中输入如下 SQL，输入完成后，首先执行第一行开启事务（注意只需要执行一行即可）：

START TRANSACTION;SELECT * from account;COMMIT;

• 接下来执行 A 窗口中的前两条 SQL，即开启事务，给 javaboy 这个账户添加 100 元。

• 进入到 B 窗口，执行 B 窗口的第二条查询 SQL（SELECT * from user;），结果如下：

可以看到，A 窗口中的事务，虽然还未提交，但是 B 窗口中已经可以查询到数据的相关变化了。

这就是脏读问题。

2.2.3 不可重复读

不可重复读是指一个事务先后读取同一条记录，但两次读取的数据不同，称之为不可重复读。具体操作步骤如下（操作之前先将两个账户的钱都恢复为1000）：

1. 首先打开两个查询窗口 A 和 B ，并且将 B 的数据库事务隔离级别设置为 READ UNCOMMITTED。具体 SQL 参考上文，这里不赘述。

2. 在 B 窗口中输入如下 SQL，然后只执行前两条 SQL 开启事务并查询 javaboy 的账户：

START TRANSACTION;SELECT * from account where name='javaboy';COMMIT;

前两条 SQL 执行结果如下：

3. 在 A 窗口中执行如下 SQL，给 javaboy 这个账户添加 100 块钱，如下：

START TRANSACTION;
UPDATE account set balance=balance+100 where name='javaboy';COMMIT;

4.再次回到 B 窗口，执行 B 窗口的第二条 SQL 查看 javaboy 的账户，结果如下：

javaboy 的账户已经发生了变化，即前后两次查看 javaboy 账户，结果不一致，这就是不可重复读。

和脏读的区别在于，脏读是看到了其他事务未提交的数据，而不可重复读是看到了其他事务已经提交的数据（由于当前 SQL 也是在事务中，因此有可能并不想看到其他事务已经提交的数据）。

2.2.4 幻象读

幻象读和不可重复读非常像，看名字就是产生幻觉了。

我举一个简单例子。

在 A 窗口中输入如下 SQL：

START TRANSACTION;insert into account(name,balance) values('zhangsan',1000);COMMIT;

然后在 B 窗口输入如下 SQL：

START TRANSACTION;SELECT * from account;delete from account where name='zhangsan';COMMIT;

我们执行步骤如下：

• 首先执行 B 窗口的前两行，开启一个事务，同时查询数据库中的数据，此时查询到的数据只有 javaboy 和 itboyhub。

• 执行 A 窗口的前两行，向数据库中添加一个名为 zhangsan 的用户，注意不用提交事务。

• 执行 B 窗口的第二行，由于脏读问题，此时可以查询到 zhangsan 这个用户。

• 执行 B 窗口的第三行，去删除 name 为 zhangsan 的记录，这个时候删除就会出问题，虽然在 B 窗口中可以查询到 zhangsan，但是这条记录还没有提交，是因为脏读的原因才看到了，所以是没法删除的。此时就产生了幻觉，明明有个 zhangsan，却无法删除。

这就是幻读。

看了上面的案例，大家应该明白了脏读、不可重复读以及幻读各自是什么含义了。

2.3 READ COMMITTED

和 READ UNCOMMITTED 相比，READ COMMITTED 主要解决了脏读的问题，对于不可重复读和幻象读则未解决。

将事务的隔离级别改为 READ COMMITTED 之后，重复上面关于脏读案例的测试，发现已经不存在脏读问题了；重复上面关于不可重复读案例的测试，发现不可重复读问题依然存在。

上面那个案例不适用于幻读的测试，我们换一个幻读的测试案例。

还是两个窗口 A 和 B，将 B 窗口的隔离级别改为 READ COMMITTED，

然后在 A 窗口输入如下测试 SQL：

START TRANSACTION;insert into account(name,balance) values('zhangsan',1000);COMMIT;

在 B 窗口输入如下测试 SQL：

START TRANSACTION;SELECT * from account;insert into account(name,balance) values('zhangsan',1000);COMMIT;

测试方式如下：

• 首先执行 B 窗口的前两行 SQL，开启事务并查询数据，此时查到的只有 javaboy 和 itboyhub 两个用户。

• 执行 A 窗口的前两行 SQL，插入一条记录，但是并不提交事务。

• 执行 B 窗口的第二行 SQL，由于现在已经没有了脏读问题，所以此时查不到 A 窗口中添加的数据。

• 执行 B 窗口的第三行 SQL，由于 name 字段唯一，因此这里会无法插入。此时就产生幻觉了，明明没有 zhangsan 这个用户，却无法插入 zhangsan。

2.4 REPEATABLE READ

和 READ COMMITTED 相比，REPEATABLE READ 进一步解决了不可重复读的问题，但是幻象读则未解决。

REPEATABLE READ 中关于幻读的测试和上一小节基本一致，不同的是第二步中执行完插入 SQL 后记得提交事务。

由于 REPEATABLE READ 已经解决了不可重复读，因此第二步即使提交了事务，第三步也查不到已经提交的数据，第四步继续插入就会出错。

注意，REPEATABLE READ 也是 InnoDB 引擎的默认数据库事务隔离级别

2.5 SERIALIZABLE

SERIALIZABLE 提供了事务之间最大限度的隔离，在这种隔离级别中，事务一个接一个顺序的执行，不会发生脏读、不可重复读以及幻象读问题，最安全。

如果设置当前事务隔离级别为 SERIALIZABLE，那么此时开启其他事务时，就会阻塞，必须等当前事务提交了，其他事务才能开启成功，因此前面的脏读、不可重复读以及幻象读问题这里都不会发生。

3. 总结

总的来说，隔离级别和脏读、不可重复读以及幻象读的对应关系如下：

隔离级别	脏读	不可重复读	幻象读
READ UNCOMMITTED	允许	允许	允许
READ COMMITED	不允许	允许	允许
REPEATABLE READ	不允许	不允许	允许
SERIALIZABLE	不允许	不允许	不允许

性能关系如图：

好了，这篇文章就和小伙伴们先说这么多，大家不妨写几行 SQL 试一试。

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以上が事例を通して MySQL のトランザクション分離レベルを理解するの詳細内容です。詳細については、PHP 中国語 Web サイトの他の関連記事を参照してください。