MySQL中Innodb的事务隔离级别和锁的关系的讲解教程
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前言: 我们都知道事务的几种性质，数据库为了维护这些性质，尤其是一致性和隔离性，一般使用加锁这种方式。同时数据库又是个高并发的应用，同一时间会有大量的并发访问，如果加锁过度，会极大的降低并发处理能力。所以对于加锁的处理，可以说就是数据库对于事务处理的精髓所在。这里通过分析MySQL中InnoDB引擎的加锁机制，来抛砖引玉，让读者更好的理解，在事务处理中数据库到底做了什么。 一次封锁or两段锁？ 加锁阶段：在该阶段可以进行加锁操作。在对任何数据进行读操作之前要申请并获得S锁（共享锁，其它事务可以继续加共享锁，但不能加排它锁），在进行写操作之前要申请并获得X锁（排它锁，其它事务不能再获得任何锁）。加锁不成功，则事务进入等待状态，直到加锁成功才继续执行。 事务中的加锁方式 隔离级别 脏读（Dirty Read） 不可重复读（NonRepeatable Read） 幻读（Phantom Read）
未提交读(Read Uncommitted)：允许脏读，也就是可能读取到其他会话中未提交事务修改的数据 提交读(Read Committed)：只能读取到已经提交的数据。Oracle等多数数据库默认都是该级别 (不重复读) MySQL中锁的种类 行锁则是锁住数据行，这种加锁方法比较复杂，但是由于只锁住有限的数据，对于其它数据不加限制，所以并发能力强，MySQL一般都是用行锁来处理并发事务。这里主要讨论的也就是行锁。 Read Committed（读取提交内容） MySQL> show create table class_teacher G Table: class_teacher Create Table: CREATE TABLE `class_teacher` ( `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,`class_name` varchar(100) COLLATE utf8mb4_unicode_ci NOT NULL,`teacher_id` int(11) NOT NULL,PRIMARY KEY (`id`),KEY `idx_teacher_id` (`teacher_id`) ) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=5 DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_unicode_ci 1 row in set (0.02 sec) MySQL> select * from class_teacher; +----+--------------+------------+ | id | class_name | teacher_id | +----+--------------+------------+ | 1 | 初三一班 | 1 | | 3 | 初二一班 | 2 | | 4 | 初二二班 | 2 | +----+--------------+------------+ 由于MySQL的InnoDB默认是使用的RR级别，所以我们先要将该session开启成RC级别，并且设置binlog的模式 SET session transaction isolation level read committed; SET SESSION binlog_format = 'ROW'; （或者是MIXED） update class_teacher set class_name='初三二班' where teacher_id=1; update class_teacher set class_name='初三三班' where teacher_id=1; ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction commit; 为了防止并发过程中的修改冲突，事务A中MySQL给teacher_id=1的数据行加锁，并一直不commit（释放锁），那么事务B也就一直拿不到该行锁，wait直到超时。 这时我们要注意到，teacher_id是有索引的，如果是没有索引的class_name呢？update class_teacher set teacher_id=3 where class_name = '初三一班'; 但在实际使用过程当中，MySQL做了一些改进，在MySQL Server过滤条件，发现不满足后，会调用unlock_row方法，把不满足条件的记录释放锁 (违背了二段锁协议的约束)。这样做，保证了最后只会持有满足条件记录上的锁，但是每条记录的加锁操作还是不能省略的。可见即使是MySQL，为了效率也是会违反规范的。（参见《高性能MySQL》中文第三版p181） 这种情况同样适用于MySQL的默认隔离级别RR。所以对一个数据量很大的表做批量修改的时候，如果无法使用相应的索引，MySQL Server过滤数据的的时候特别慢，就会出现虽然没有修改某些行的数据，但是它们还是被锁住了的现象。 Repeatable Read（可重读） 读 RC（不可重读）模式下的展现 事务A 事务B begin; begin; select id,class_name,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三二班 1 2 初三一班 1 update class_teacher set class_name='初三三班' where id=1; commit; select id,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三三班 1 2 初三一班 1 读到了事务B修改的数据，和第一次查询的结果不一样，是不可重读的。 commit; 事务B修改id=1的数据提交之后，事务A同样的查询，后一次和前一次的结果不一样，这就是不可重读（重新读取产生的结果不一样）。这就很可能带来一些问题，那么我们来看看在RR级别中MySQL的表现：
begin; begin; begin; select id,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三二班 1 2 初三一班 1 update class_teacher set class_name='初三三班' where id=1; commit; insert into class_teacher values (null,'初三三班',1); commit; select id,teacher_id from class_teacher where teacher_id=1; id class_name teacher_id 1 初三二班 1 2 初三一班 1 没有读到事务B修改的数据，和第一次sql读取的一样，是可重复读的。 没有读到事务C新添加的数据。 commit; 我们注意到，当teacher_id=1时，事务A先做了一次读取，事务B中间修改了id=1的数据，并commit之后，事务A第二次读到的数据和第一次完全相同。所以说它是可重读的。那么MySQL是怎么做到的呢？这里姑且卖个关子，我们往下看。 不可重复读和幻读的区别 如果使用锁机制来实现这两种隔离级别，在可重复读中，该sql第一次读取到数据后，就将这些数据加锁，其它事务无法修改这些数据，就可以实现可重复读了。但这种方法却无法锁住insert的数据，所以当事务A先前读取了数据，或者修改了全部数据，事务B还是可以insert数据提交，这时事务A就会发现莫名其妙多了一条之前没有的数据，这就是幻读，不能通过行锁来避免。需要Serializable隔离级别 ，读用读锁，写用写锁，读锁和写锁互斥，这么做可以有效的避免幻读、不可重复读、脏读等问题，但会极大的降低数据库的并发能力。 所以说不可重复读和幻读最大的区别，就在于如何通过锁机制来解决他们产生的问题。 上文说的，是使用悲观锁机制来处理这两种问题，但是MySQL、ORACLE、PostgreSQL等成熟的数据库，出于性能考虑，都是使用了以乐观锁为理论基础的MVCC（多版本并发控制）来避免这两种问题。 （编辑：安卓应用网） 【声明】本站内容均来自网络，其相关言论仅代表作者个人观点，不代表本站立场。若无意侵犯到您的权利，请及时与联系站长删除相关内容! |