在Mysql中截酷,事務(wù)主要有四種隔離級別诗祸,今天我們主要是通過示例來比較下镀虐,四種隔離級別實際在應(yīng)用中,會出現(xiàn)什么樣的對應(yīng)現(xiàn)象默穴。
- Read uncommitted (未提交讀)
- Read committed (已提交讀)
- Repeatable read (可重復(fù)讀)
- Serializable (可串行化)
在理解四種隔離級別之前怔檩,我們需要先了解另外三個名詞:
- 臟讀
- 不可重復(fù)讀
- 幻讀
臟讀
A事務(wù)褪秀,會讀取到B事務(wù)還未提交的數(shù)據(jù)。因為B事務(wù)可能會因為各種原因數(shù)據(jù)回滾薛训,所以如果A事務(wù)讀取了B未提交的數(shù)據(jù)溜歪,然后基于此進行一些業(yè)務(wù)操作,但是B事務(wù)發(fā)生錯誤回滾了许蓖,那A事務(wù)的業(yè)務(wù)操作就錯了蝴猪。
不可重復(fù)讀
在同一個事務(wù)生命周期內(nèi),也就是這個事務(wù)還未提交之前膊爪。如果另外一個事務(wù)自阱,對數(shù)據(jù)進行了編輯(update)或者刪除(delete)操作。那么A事務(wù)就會讀取到米酬。簡單理解沛豌,就是在一個事務(wù)生命周期內(nèi),多次查詢數(shù)據(jù)赃额,每次都可能查出來的不一樣加派。
幻讀
幻讀的結(jié)果其實和不可重復(fù)讀是一樣的表現(xiàn),差異就在于跳芳,不可重復(fù)讀芍锦,主要是針對其他事務(wù)進行了編輯(update)和刪除(delete)操作。而幻讀主要是針對插入(insert)操作飞盆。也就是在一個事務(wù)生命周期內(nèi)娄琉,會查詢到另外一個事務(wù)新插入的數(shù)據(jù)。
下面我們就直接來通過實驗來看吓歇,Mysql Innodb中孽水,不同的事務(wù)隔離級別,會出現(xiàn)怎么樣的結(jié)果城看。
首先我們開啟兩個終端女气,查詢當(dāng)前MySQL的默認(rèn)隔離級別:
<pre>SELECT @@global.tx_isolation; //查詢?nèi)质聞?wù)SELECT @@session.tx_isolation; //查詢當(dāng)前會話事務(wù)
</pre>
可以看到,默認(rèn)的隔離級別是:REPEATABLE-READ
1.實驗Read uncommitted
我們將會話事務(wù)設(shè)置為:Read uncommitted
<pre>SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;
//測試可以不用設(shè)置全局事務(wù)SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;(這個可以不用設(shè)测柠,只設(shè)置上面一行就可以了進行測試了)
</pre>
更改完之后炼鞠,重新查詢事務(wù):
可以看到,全局事務(wù)已經(jīng)更改為Read uncommitted
然后鹃愤,我們首先創(chuàng)建一個測試的數(shù)據(jù)庫test_tx
簇搅,并插入了2條測試數(shù)據(jù)完域,如下圖:
然后我們分別開啟事務(wù)软吐,然后我們在B終端中,插入一條數(shù)據(jù)吟税,但是不提交凹耙,然后在A終端進行數(shù)據(jù)查詢姿现。
可以看到,我們在B終端insert一條數(shù)據(jù)肖抱,但是未進行提交操作(commit)备典,但是在A事務(wù)中,卻查詢到了意述。我們稱這種現(xiàn)象叫做臟讀
提佣,在實際開發(fā)過程中,我們一般較少使用Read uncommitted隔離級別荤崇,這種隔離級別對任何的數(shù)據(jù)操作都不會進行加鎖拌屏。
2.實驗Read committed
首先我們將會話的事務(wù)隔離級別設(shè)置為read committed
<pre>SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
</pre>
然后我們用上面相同的方式,進行測試术荤。首先同時將2個終端的事務(wù)開啟:begin;
倚喂,然后在B終端中插入一條新的數(shù)據(jù)insert into test_tx values(4,"Lee");
,但是不提交事務(wù)(commit
)瓣戚,然后在A終端中端圈,查詢數(shù)據(jù),如圖子库,我們在A終端中舱权,沒有查詢到剛才插入的這條數(shù)據(jù)。
所以仑嗅,實驗表明刑巧,在Read committed
隔離級別,不會出現(xiàn)臟讀
的問題无畔。
然后我們繼續(xù)做實驗啊楚,看看在Read committed
隔離級別中,會不會出現(xiàn)不可重復(fù)讀
浑彰、幻讀
的現(xiàn)象恭理。
我們同時打開兩個終端的事務(wù),然后在A終端中郭变,查詢當(dāng)前的數(shù)據(jù)颜价,然后我們在B終端中,將ID為3的數(shù)據(jù)诉濒,name修改為Jeff周伦。然后將B終端的事務(wù)提交(commit),但是A終端不提交事務(wù)未荒,在一個事務(wù)的生命周期內(nèi)专挪,然后查詢數(shù)據(jù),我們查詢到了剛才B終端修改過的數(shù)據(jù)。也就是說寨腔,我們在A終端的一個事務(wù)周期內(nèi)(事務(wù)未commit)速侈,兩次查詢,得到的結(jié)果是不一樣的迫卢。
實驗表明倚搬,在Read committed
隔離級別中,存在不可重復(fù)讀
的現(xiàn)象乾蛤。
我們繼續(xù)做實驗每界,因為剛才B終端已經(jīng)將事務(wù)提交,所以我們重新打開B終端的事務(wù)家卖,然后我們在B終端中盆犁,插入(insert)一條ID為5的新數(shù)據(jù),并提交事務(wù)篡九。然后我們回到A終端谐岁,查詢數(shù)據(jù),我們同樣可以查詢到剛才B終端新插入的數(shù)據(jù)榛臼。也就是說我們在A終端中伊佃,三次查詢,得到的結(jié)果都是不一樣的沛善。
實驗表明航揉,在Read committed
隔離級別中,存在幻讀
的現(xiàn)象金刁。
總結(jié)帅涂,在Read committed
隔離級別中,可以有效解決臟讀
問題尤蛮,但是有不可重復(fù)讀
媳友、幻讀
問題,而不可重復(fù)讀和幻讀的差異主要是产捞,不可重復(fù)讀主要是針對修改和刪除操作醇锚、幻讀針對插入數(shù)據(jù)操作。
3.實驗Repeatable read
首先我們將隔離級別更改為Repeatable read
<pre>SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
</pre>
然后我們首先實驗坯临,在Repeatable read
級別中是否存在臟讀
問題焊唬,我們首先同時開啟A,B兩個終端的事務(wù)(begin;
),然后在B終端中看靠,插入一條ID為6的數(shù)據(jù)赶促,但是不提交事務(wù)。然后在A終端中進行數(shù)據(jù)查詢挟炬,結(jié)果是我們未查詢到剛才插入的數(shù)據(jù)鸥滨,所以在Repeatable read
級別中嗦哆,沒有臟讀
現(xiàn)象。
接著爵赵,我們順著剛才的新插入的數(shù)據(jù)吝秕,然后將B終端的事務(wù)進行提交泊脐,然后再回到A終端查詢數(shù)據(jù)空幻,依然沒有查詢到B終端剛才插入的ID為6的數(shù)據(jù),以此也就表明容客,目前Mysql 5.6以上的版本中秕铛,Repeatable read
級別已經(jīng)不存在幻讀
的問題,而之前的版本我并未做測試缩挑,后面有時間會在去查一下但两,mysql是在哪個版本開始解決了幻讀問題。
由于剛才B終端已經(jīng)提交了事務(wù)供置,所以為了實驗是否存在不可重復(fù)讀
的現(xiàn)象谨湘,我們重新開啟B終端的事務(wù),然后我們將ID為5的name修改為Joy:update test_tx set name = "Joy" where id = 5;
芥丧,同時B終端的事務(wù)commit;
紧阔,然后我們回到A終端進行查詢,三次的查詢結(jié)果都是一致的续担。所以實驗表明擅耽,在Repeatable read
級別中,不存在不可重復(fù)讀
現(xiàn)象物遇。
總結(jié)乖仇,在Repeatable read
級別中,臟讀
询兴、不可重復(fù)讀
乃沙、幻讀
現(xiàn)象都沒有。在mysql中诗舰,該級別也是默認(rèn)的事務(wù)隔離級別崔涂,我們?nèi)粘T陂_發(fā)中,也是主要使用該隔離級別始衅。
4.Serializable
Serializable
完全串行化的讀冷蚂,每次讀都需要獲得表級共享鎖,讀寫相互會相互互斥汛闸,這樣可以更好的解決數(shù)據(jù)一致性的問題蝙茶,但是同樣會大大的降低數(shù)據(jù)庫的實際吞吐性能。所以該隔離級別因為損耗太大诸老,一般很少在開發(fā)中使用隆夯。
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