事务隔离级别 之SERIALIZABLE 与select for update 不同

事务隔离级别 之SERIALIZABLE 与select for update 不同

ORACLE数据库事务隔离级别 之SERIALIZABLE 

1.准备测试表及数据

create table TEST_SER
(tid   NUMBER,tname VARCHAR2(10)
);

2.插入测试数据

insert into test_ser(tid,tname)
select rownum tid,'n_' || rownum tname from dual connect by level<=1000;
commit;

3.查看数据分布

select min(tid) as min_tid,max(tid) as max_tid,
wid_object(rowid)  as "object_id(数据对象号)",
wid_relative_fno(rowid) as "file_id(相对文件号)",
wid_block_number(rowid) as "block_id(在第几个块)"
--,wid_row_number(rowid) as "num(在block中的行数)"
from test_ser 
group by wid_object(rowid),wid_relative_fno(rowid),wid_block_number(rowid);MIN_TID  MAX_TID  object_id(对象号)  file_id(文件号)    block_id(在第几个块)985     1000      73197               18                182500     984       73197               18                1811       499       73197               18                180

4.测试会话1

# T1 时间 设置事务级别 SERIALIZABLE 
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;# T2 时间
select tid,tname from test_ser where tid in(1,500);TID     TNAME
1   1       n_1
2   500     n_500

没改过的都是N ，改过是M

5.测试会话2   如果是select for update 是不可以改这个数据的

#T3 时间（可选项，因为默认是 READ COMMITTED ）
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;#T4 时间
update test_ser t ame='m_1' where t.tid=1;#T5 时间
commit;

6.回到测试会话1

T8 不成功，即使是事务发起后改的  因为别的回话改了同一个块

T9 是m500 不是n500 不要理解成RR 就不变了---如果是RR隔离下是不是也会变成m500？

T11  n_1 变成了m_1，就因为commit了

#T6 时间 (再次查询结果 和 T2 时刻一致）
select tid,tname from test_ser where tid in(1,500);TID     TNAME
1   1       n_1
2   500     n_500#T7时间 （执行成功）
update test_ser t ame='m_500' where t.tid=500;#T8时间 （ORA-08117） 因为tid=499 和 会话1 中update的tid=1 的block_id 一样所以失败
update test_ser t ame='m_499' where t.tid=499;#T9时间 
select tid,tname from test_ser where tid in(1,500);TID     TNAME
1   1       n_1
2   500     m_500#T10 时间
commit;#T11 时间
select tid,tname from test_ser where tid in(1,499,500);TID     TNAME
1   1       m_1
2   499     n_499
3   500     m_500

MySQL 中隔离级别 RC 与 RR 的区别

1. 数据库事务ACID特性

数据库事务的4个特性：
原子性(Atomic): 事务中的多个操作，不可分割，要么都成功，要么都失败； All or Nothing.
一致性(Consistency): 事务操作之后, 数据库所处的状态和业务规则是一致的; 比如a,b账户相互转账之后，总金额不变；
隔离性(Isolation): 多个事务之间就像是串行执行一样，不相互影响;
持久性(Durability): 事务提交后被持久化到永久存储.

2. 隔离性

其中 隔离性 分为了四种：

READ UNCOMMITTED：可以读取未提交的数据，未提交的数据称为脏数据，所以又称脏读。此时：幻读，不可重复读和脏读均允许；
READ COMMITTED：只能读取已经提交的数据；此时：允许幻读和不可重复读，但不允许脏读，所以RC隔离级别要求解决脏读；
REPEATABLE READ：同一个事务中多次执行同一个select,读取到的数据没有发生改变；此时：允许幻读，但不允许不可重复读和脏读，所以RR隔离级别要求解决不可重复读；
SERIALIZABLE: 幻读，不可重复读和脏读都不允许，所以serializable要求解决幻读；

3. 几个概念

脏读：可以读取未提交的数据。RC 要求解决脏读；

不可重复读：同一个事务中多次执行同一个select, 读取到的数据发生了改变(被其它事务update并且提交)；

可重复读：同一个事务中多次执行同一个select, 读取到的数据没有发生改变(一般使用MVCC实现)；RR各级级别要求达到可重复读的标准；

幻读：同一个事务中多次执行同一个select, 读取到的数据行发生改变。也就是行数减少或者增加了(被其它事务delete/insert并且提交)。SERIALIZABLE要求解决幻读问题；

这里一定要区分 不可重复读 和 幻读：

不可重复读的重点是修改:
同样的条件的select, 你读取过的数据, 再次读取出来发现值不一样了

幻读的重点在于新增或者删除:
同样的条件的select, 第1次和第2次读出来的记录数不一样

从结果上来看, 两者都是为多次读取的结果不一致。但如果你从实现的角度来看, 它们的区别就比较大：
对于前者, 在RC下只需要锁住满足条件的记录，就可以避免被其它事务修改，也就是 select for update, select in share mode; RR隔离下使用MVCC实现可重复读；
对于后者, 要锁住满足条件的记录及所有这些记录之间的gap，也就是需要 gap lock。

而ANSI SQL标准没有从隔离程度进行定义，而是定义了事务的隔离级别，同时定义了不同事务隔离级别解决的三大并发问题：

Isolation Level	Dirty Read	Unrepeatable Read	Phantom Read
Read UNCOMMITTED	YES	YES	YES
READ COMMITTED	NO	YES	YES
READ REPEATABLE	NO	NO	YES
SERIALIZABLE	NO	NO	NO

参见：你真的明白事务的隔离性吗？ (姜承尧)

4. 数据库的默认隔离级别

除了MySQL默认采用RR隔离级别之外，其它几大数据库都是采用RC隔离级别。

但是他们的实现也是极其不一样的。Oracle仅仅实现了RC 和 SERIALIZABLE隔离级别。默认采用RC隔离级别，解决了脏读。但是允许不可重复读和幻读。其SERIALIZABLE则解决了脏读、不可重复读、幻读。

MySQL的实现：MySQL默认采用RR隔离级别，SQL标准是要求RR解决不可重复读的问题，但是因为MySQL采用了gap lock，所以实际上MySQL的RR隔离级别也解决了幻读的问题。那么MySQL的SERIALIZABLE是怎么回事呢？其实MySQL的SERIALIZABLE采用了经典的实现方式，对读和写都加锁。

5. MySQL 中RC和RR隔离级别的区别

MySQL数据库中默认隔离级别为RR，但是实际情况是使用RC 和 RR隔离级别的都不少。好像淘宝、网易都是使用的 RC 隔离级别。那么在MySQL中 RC 和 RR有什么区别呢？我们该如何选择呢？为什么MySQL将RR作为默认的隔离级别呢？

5.1 RC 与 RR 在锁方面的区别

1> 显然 RR 支持 gap lock(next-key lock)，而RC则没有gap lock。因为MySQL的RR需要gap lock来解决幻读问题。而RC隔离级别则是允许存在不可重复读和幻读的。所以RC的并发一般要好于RR；

2> RC 隔离级别，通过 where 条件过滤之后，不符合条件的记录上的行锁，会释放掉(虽然这里破坏了“两阶段加锁原则”)；但是RR隔离级别，即使不符合where条件的记录，也不会是否行锁和gap lock；所以从锁方面来看，RC的并发应该要好于RR；另外 insert into t select ... from s where 语句在s表上的锁也是不一样的，参见下面的例子2；

例子1：

下面是来自 itpub 的一个例子：.html

MySQL5.6, 隔离级别RR，autocommit=off;

表结构：

mysql> show create table t1G
*************************** 1. row ***************************Table: t1
Create Table: CREATE TABLE `t1` (`a` int(11) NOT NULL,`b` int(11) NOT NULL,`c` int(11) NOT NULL,`d` int(11) NOT NULL,`e` varchar(20) DEFAULT NULL,PRIMARY KEY (`a`),KEY `idx_t1_bcd` (`b`,`c`,`d`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1
1 row in set (0.00 sec)

表数据：

mysql> select * from t1;
+---+---+---+---+------+
| a | b | c | d | e    |
+---+---+---+---+------+
| 1 | 1 | 1 | 1 | a    |
| 2 | 2 | 2 | 2 | b    |
| 3 | 3 | 2 | 2 | c    |
| 4 | 3 | 1 | 1 | d    |
| 5 | 2 | 3 | 5 | e    |
| 6 | 6 | 4 | 4 | f    |
| 7 | 4 | 5 | 5 | g    |
| 8 | 8 | 8 | 8 | h    |
+---+---+---+---+------+
8 rows in set (0.00 sec)

操作过程：
session 1:

delete from t1 where b>2 and b<5 and c=2;

执行计划如下：

mysql> explain select * from t1 where b>2 and b<5 and c=2G
*************************** 1. row ***************************id: 1select_type: SIMPLEtable: t1type: range
possible_keys: idx_t1_bcdkey: idx_t1_bcdkey_len: 4ref: NULLrows: 2Extra: Using index condition
1 row in set (0.00 sec)

session 2:

delete from t1 where a=4

结果 session 2 被锁住。
session 3:

mysql> select * from information_schema.innodb_locks;
+---------------+-------------+-----------+-----------+-------------+------------+------------+-----------+----------+-----------+
| lock_id       | lock_trx_id | lock_mode | lock_type | lock_table  | lock_index | lock_space | lock_page | lock_rec | lock_data |
+---------------+-------------+-----------+-----------+-------------+------------+------------+-----------+----------+-----------+
| 38777:390:3:5 | 38777       | X         | RECORD    | `test`.`t1` | PRIMARY    |        390 |         3 |        5 | 4         |
| 38771:390:3:5 | 38771       | X         | RECORD    | `test`.`t1` | PRIMARY    |        390 |         3 |        5 | 4         |
+---------------+-------------+-----------+-----------+-------------+------------+------------+-----------+----------+-----------+

根据锁及ICP的知识，此时加锁的情况应该是在索引  idx_t1_bcd 上的b>2 and b<5之间加gap lock, idx_t1_bcd 上的c=2 加 X锁主键 a=3 加 x 锁。
应该a=4上是没有加X锁的，可以进行删除与更改。
但是从session3上的结果来，此时a=4上被加上了X锁。
求大牛解惑，谢谢。

-------

要理解这里为什么 a=4 被锁住了，需要理解 gap lock，锁处理 RR 隔离级别和RC隔离级别的区别等等。

这里的原因如下：

很简单，我们注意到：key_len: 4 和 Extra: Using index condition
这说明了，仅仅使用了索引 idx_t1_bcd 中的 b 一列，没有使用到 c 这一列。c 这一列是在ICP时进行过滤的。所以：

delete from t1 where b>2 and b<5 and c=2 其实锁定的行有：

mysql> select * from t1 where b>2 and b<=6;
+---+---+---+---+------+
| a | b | c | d | e    |
+---+---+---+---+------+
| 3 | 3 | 2 | 2 | c    |
| 4 | 3 | 1 | 1 | d    |
| 6 | 6 | 4 | 4 | f    |
| 7 | 4 | 5 | 5 | g    |
+---+---+---+---+------+
4 rows in set (0.00 sec)

所以显然 delete from t1 where a=4 就被阻塞了。那么为什么 delete from t1 where a=6 也会被阻塞呢？？？

这里 b<=6 的原因是，b 列中没有等于 5 的记录，所以 and b<5 实现为锁定 b<=6 的所有索引记录，这里有等于号的原因是，如果我们不锁定 =6 的索引记录，那么怎么实现锁定 <5 的gap 呢？也就是说锁定 b=6 的索引记录，是为了实现锁定 b< 5 的gap。也就是不能删除 b=6 记录的原因。
而这里 b >2 没有加等于号(b>=2) 的原因，是因为 b>2的这个gap 是由 b=3这个索引记录(的gap)来实现的，不是由 b=2索引记录(的gap) 来实现的，b=2的索引记录的gap lock只能实现锁定<2的gap，b>2的gap锁定功能，需要由 b=3的索引记录对应的gap来实现(b>2，b<3的gap)。
所以我们在session2中可以删除：a=1,2,5,8的记录，但是不能删除 a=6(因为该行的b=6)的记录。

如果我们使用 RC 隔离级别时，则不会发生阻塞，其原因就是：

RC和RR隔离级别中的锁处理不一样，RC隔离级别时，在使用c列进行ICP where条件过滤时，对于不符合条件的记录，锁会释放掉，而RR隔离级别时，即使不符合条件的记录，锁也不会释放(虽然违反了“2阶段锁”原则)。所以RC隔离级别时session 2不会被阻塞。

Gap lock: This is a lock on a gap between index records, or a lock on the gap before the first or after the last index record.

例子2：insert into t select ... from s where 在RC 和 RR隔离级别下的加锁过程

下面是官方文档中的说明：.6/en/innodb-locks-set.html

INSERT INTO T SELECT ... FROM S WHERE ... sets an exclusive index record lock (without a gap lock) on each row inserted into T. If the transaction isolation level is READ COMMITTED, or innodb_locks_unsafe_for_binlog is enabled and the transaction isolation level is not SERIALIZABLE, InnoDB does the search on S as a consistent read (no locks). Otherwise, InnoDB sets shared next-key locks on rows from S. InnoDB has to set locks in the latter case: In roll-forward recovery from a backup, every SQL statement must be executed in exactly the same way it was done originally.

CREATE TABLE ... SELECT ... performs the SELECT with shared next-key locks or as a consistent read, as for INSERT ... SELECT.

When a SELECT is used in the constructs REPLACE INTO t SELECT ... FROM s WHERE ... or UPDATE t ... WHERE col IN (SELECT ... FROM s ...), InnoDB sets shared next-key locks on rows from table s.

insert inot t select ... from s where ... 语句和 create table ... select ... from s where 加锁过程是相似的(RC 和 RR 加锁不一样)：

1> RC 隔离级别时和 RR隔离级别但是设置innodb_locks_unsafe_for_binlog=1 时，select ... from s where 对 s 表进行的是一致性读，所以是无需加锁的；

2> 如果是RR隔离级别(默认innodb_locks_unsafe_for_binlog=0)，或者是 serializable隔离级别，那么对 s 表上的每一行都要加上 shared next-key lock.

这个区别是一个很大的不同，下面是生成中的一个 insert into t select ... from s where 导致的系统宕机的案例：

一程序猿执行一个分表操作：

insert into tb_async_src_acct_201508 select * from tb_async_src_acct where src_status=3 and create_time>='2015-08-01 00:00:00' and create_time <= '2015-08-31 23:59:59';

表 tb_async_src_acct有4000W数据。分表的目的是想提升下性能。结果一执行该语句，该条SQL被卡住，然后所有向 tb_async_src_acct的写操作，要么是 get lock fail, 要么是 lost connection，全部卡住，然后主库就宕机了。

显然这里的原因，就是不知道默认RR隔离级别中 insert into t select ... from s where 语句的在 s 表上的加锁过程，该语句一执行，所有符合 where 条件的 s 表中的行记录都会加上 shared next-key lock(如果没有使用到索引，还会锁住表中所有行)，在整个事务过程中一直持有，因为表 tb_async_src_acct 数据很多，所以运行过程是很长的，所以加锁过程也是很长，所以其它所有的对 tb_async_src_acct 的insert, delete, update, DDL 都会被阻塞掉，这样被阻塞的事务就越来越多，而事务也会申请其它的表中的行锁，结果就是系统中被卡住的事务越来越多，系统自然就宕机了。

5.2 RC 与 RR 在复制方面的区别

1> RC 隔离级别不支持 statement 格式的bin log，因为该格式的复制，会导致主从数据的不一致；只能使用 mixed 或者 row 格式的bin log; 这也是为什么MySQL默认使用RR隔离级别的原因。复制时，我们最好使用：binlog_format=row

具体参见：

/

.html

2> MySQL5.6 的早期版本，RC隔离级别是可以设置成使用statement格式的bin log，后期版本则会直接报错；

5.3 RC 与 RR 在一致性读方面的区别

简单而且，RC隔离级别时，事务中的每一条select语句会读取到他自己执行时已经提交了的记录，也就是每一条select都有自己的一致性读ReadView; 而RR隔离级别时，事务中的一致性读的ReadView是以第一条select语句的运行时，作为本事务的一致性读snapshot的建立时间点的。只能读取该时间点之前已经提交的数据。

具体可以参加：MySQL 一致性读 深入研究

5.4 RC 支持半一致性读，RR不支持

RC隔离级别下的update语句，使用的是半一致性读(semi consistent)；而RR隔离级别的update语句使用的是当前读；当前读会发生锁的阻塞。

1> 半一致性读：

A type of read operation used for UPDATE statements, that is a combination of read committed and consistent read. When an UPDATE statement examines a row that is already locked, InnoDB returns the latest committed version to MySQL so that MySQL can determine whether the row matches the WHERE condition of the UPDATE. If the row matches (must be updated), MySQL reads the row again, and this time InnoDB either locks it or waits for a lock on it. This type of read operation can only happen when the transaction has the read committed isolation level, or when the innodb_locks_unsafe_for_binlog option is enabled.

简单来说，semi-consistent read是read committed与consistent read两者的结合。一个update语句，如果读到一行已经加锁的记录，此时InnoDB返回记录最近提交的版本，由MySQL上层判断此版本是否满足 update的where条件。若满足(需要更新)，则MySQL会重新发起一次读操作，此时会读取行的最新版本(并加锁)。semi-consistent read只会发生在read committed隔离级别下，或者是参数innodb_locks_unsafe_for_binlog被设置为true(该参数即将被废弃)。

对比RR隔离级别，update语句会使用当前读，如果一行被锁定了，那么此时会被阻塞，发生锁等待。而不会读取最新的提交版本，然后来判断是否符合where条件。

半一致性读的优点：

减少了update语句时行锁的冲突；对于不满足update更新条件的记录，可以提前放锁，减少并发冲突的概率。

具体可以参见：/?p=220

Oracle中的update好像有“重启动”的概念。

MySQL的RR隔离级别与幻读问题

BigFish__关注

0.5562019.11.03 20:06:22字数 1,189阅读 7,945

最近在网上看了不少mysql锁的文章，不少文章都提到InnoDB的RR隔离级别（Repeatable Read）无法解决幻读的问题。对此问题作者亲自做了一些实验，将实验结论记录在此。

本次实验的mysql版本为5.7.22。

理解本次实验所需具备的基础知识

此篇文章的重点在于通过实验的形式解释清楚InnoDB的RR隔离级别是否解决了幻读问题。所以文中将不会对一些相关的概念进行解释，默认读者已经具备相关知识。如果读者对于以下的知识点不甚清楚，最好自行查阅相关资料，理解清楚之后再阅读接下来的实验内容，以免造成困惑。

进行此次实验需要具备的知识点（包括但不限于）：

• InnoDB的事务
• InnoDB的MVVC（Multi-Version Concurrency Control，多版本并发控制）
• InnoDB存储引擎的四种隔离级别
• 脏读、可重复读和幻读的概念
• InnoDB的锁机制（共享锁S，排它锁X，表锁，行锁）
• next-key lock和gap lock

测试用数据表

创建表结构：

CREATE TABLE tmp_table (id INT NOT NULL AUTO_INCREMENT PRIMARY KEY,name VARCHAR(255));

创建两条数据：

INSERT INTO tmp_table (name) values ('andy'),('jerry');

最终的表数据如下：

id	name
1	andy
2	jerry

进行实验

打开两个终端，连上mysql，分别启动事务a和事务b。

在事务a和事务b上面分别执行如下命令：

事务a	事务b
start transaction;	start transaction;
insert into tmp_table (name) values ('newa');	--
--	select * from tmp_table;
select * from tmp_table;	--

查询出来的结果如下：
事务a：

id	name
1	andy
2	jerry
3	newa

事务b:

id	name
1	andy
2	jerry

很明显事务b没有查询到事务a未提交的新插入数据。原因也很简单，因为普通的select语句是快照读，而事务b启动时，它的快照数据就已经被版本锁定了。

如果事务b进行当前读是否能够读取到事务a未提交的新插入数据呢？

那么我们在事务b里面执行如下命令来看看执行结果：

select * from tmp_table lock in share mode;

执行完成之后我们发现事务b此时会block住，原因是事务a的insert语句排它锁住了id为3的新插入数据，而事务b想请求所有行的共享锁，肯定是需要等待的。

那么此时事务b当前读id为1或2的数据（非事务a新插入数据）是否可行呢？
结论是可行的，因为tmp_table存在唯一键，且事务a的insert语句只是锁住了id为3的行。所以其他事务获取其他行的共享锁是可行的。读者可以自行测试，这里就不做演示了。

事务a提交之后，事务b此时能否读取到事务a新插入的数据呢？

事务a和事务b执行如下命令：

事务a	事务b
commit;	--
--	select * from tmp_table;

事务b打印的结果：

id	name
1	andy
2	jerry

还是一样，因为普通select是快照读，事务b还是读取到的是快照数据，所以不包含事务a提交之后的新数据。

如果此时事务b使用当前读，能否获取到事务a已提交的新插入数据呢？

让我们在事务b下面使用共享锁查看当前版本数据：

select * from tmp_table lock in share mode;

结果如下：

id	name
1	andy
2	jerry
3	newa

可以查询到事务a已提交的新数据，所以此时使用当前读就产生了幻读。

另一种情况的幻读

还有另一种情况也会产生幻读，并且只需要执行普通的select语句。下面请看演示。

在事务b下面执行如下两条语句：

update tmp_table set name='bbb' where id = 3;  
select * from tmp_table;

第一条命令使用update更新了事务a已提交的新数据，第二条命令通过普通的select语句查看快照数据。

打印结果如下：

id	name
1	andy
2	jerry
3	bbb

可以看到事务a已提交的新数据被事务b使用update语句更新了，并且通过普通的select语句给查询出来了，很显然，出现了幻读。

结论

所以说InnoDB的RR隔离级别没有或者解决了幻读问题都不太准确。应该说它并没有完全解决幻读的问题。

如果在同一个事务里面，只是总是执行普通的select快照读，是不会产生幻读的。

但是如果在这个事务里面通过当前读或者先更新然后快照读的形式来读取数据，就会产生幻读。