MySQL 事务隔离级别会产生的并发问题及解决办法

MySQL 事务隔离级别会产生的并发问题？

事务就是对一系列的数据库操作（比如插入多条数据）进行统一的提交或回滚操作，如果插入成功，那么一起成功，如果中间有一条出现异常，那么回滚之前的所有操作。这样可以防止出现脏数据，防止数据库数据出现问题。

（1）原子性 Atomicity ：一个事务（transaction）中的所有操作，或者全部完成，或者全部不完成，不会结束在中间某个环节。事务在执行过程中发生错误，会被恢复（Rollback）到事务开始前的状态，就像这个事务从来没有执行过一样。即，事务不可分割、不可约简。 （2）一致性 Consistency ：在事务开始之前和事务结束以后，数据库的完整性没有被破坏。这表示写入的资料必须完全符合所有的预设约束、触发器)、级联回滚等。 （3）隔离性 Isolation ：数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。 （4）持久性 Durability ：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。

（1）读未提交（Read uncommitted）: 事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的 （2）读提交（read committed）: 事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的 （3）可重复读（repeatable read）: 一个事务按相同的查询条件读取以前检索过的数据，其他事务插入了满足其查询条件的新数据，会产生幻行 （4）串行化（Serializable）: 强制事务串行执行

（1）脏读（Dirty read）: 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了这个数据，然后使用了这个数据。因为这个数据是还没有提交的数据，那么另外一个事务读到的这个数据是“脏数据”，依据“脏数据”所做的操作可能是不正确的。 （2）丢失修改（Lost to modify）: 指在一个事务读取一个数据时，另外一个事务也访问了该数据，那么在第一个事务中修改了这个数据后，第二个事务也修改了这个数据。这样第一个事务内的修改结果就被丢失，因此称为丢失修改。 例如：事务1读取某表中的数据A=20，事务2也读取A=20，事务1修改A=A-1，事务2也修改A=A-1，最终结果A=19，事务1的修改被丢失。 （3）不可重复读（Unrepeatableread）: 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，另一个事务也访问该数据。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导致第一个事务两次读取的数据可能不太一样。这就发生了在一个事务内两次读到的数据是不一样的情况，因此称为不可重复读。 （4）幻读（Phantom read）: 幻读与不可重复读类似。它发生在一个事务（T1）读取了几行数据，接着另一个并发事务（T2）插入了一些数据时。在随后的查询中，第一个事务（T1）就会发现多了一些原本不存在的记录，就好像发生了幻觉一样，所以称为幻读。 不可重复度和幻读区别：

不可重复读的重点是修改，幻读的重点在于新增或者删除。

例1（同样的条件, 你读取过的数据, 再次读取出来发现值不一样了 ）：事务1中的A先生读取自己的工资为 1000的操作还没完成，事务2中的B先生就修改了A的工资为2000，导 致A再读自己的工资时工资变为 2000；这就是不可重复读。

例2（同样的条件, 第1次和第2次读出来的记录数不一样 ）：假某工资单表中工资大于3000的有4人，事务1读取了所有工资大于3000的人，共查到4条记录，这时事务2 又插入了一条工资大于3000的记录，事务1再次读取时查到的记录就变为了5条，这样就导致了幻读。

MySQL InnoDB 采用 MVCC 来支持高并发，实现结果如下表所示：

上面的(x)处 MySQL 通过 MVCC + 事务第一次调用 SELECT 语句才生成快照，实现其在可重复读（repeatable-read）的隔离级别下，不存在幻读问题。

（1）当前读：读取的是最新版本, 并且对读取的记录加锁, 阻塞其他事务同时改动相同记录，避免出现安全问题。例如，假设要update一条记录，但是另一个事务已经delete这条数据并且commit了，如果不加锁就会产生冲突。所以update的时候肯定要是当前读，得到最新的信息并且锁定相应的记录。 （2）快照读：也称为一致非锁定读，其实就是普通的读取即普通SELECT语句。既然是快照读，故 SELECT 的时候，会生成一个快照。生成快照的时机：事务中第一次调用SELECT语句的时候才会生成快照，在此之前事务中执行的update、insert、delete操作都不会生成快照。 （3）不同事务隔离级别下，快照读的区别： READ COMMITTED 隔离级别下，每次读取都会重新生成一个快照，所以每次快照都是最新的，也因此事务中每次SELECT也可以看到其它已commit事务所作的更改；REPEATED READ 隔离级别下，快照会在事务中第一次SELECT语句执行时生成，只有在本事务中对数据进行更改才会更新快照，因此，只有第一次SELECT之前其它已提交事务所作的更改你可以看到，但是如果已执行了SELECT，那么其它事务commit数据，你SELECT是看不到的。

（1）当前读：next-key锁(行记录锁+Gap间隙锁)

（2）快照读：undolog和多版本并发控制MVCC

（1）innodb的默认事务隔离级别是rr（可重复读）。它的实现技术是mvcc。基于版本的控制协议。该技术不仅可以保证innodb的可重复读，而且可以防止幻读。但是它防止的是快照读，也就是读取的数据虽然是一致的，但是数据是历史数据。如何做到保证数据是一致的（也就是一个事务，其内部读取对应某一个数据的时候，数据都是一样的），同时读取的数据是最新的数据。innodb提供了一个间隙锁的技术。也就是结合grap锁与行锁，达到最终目的。当使用索引进行插入的时候，innodb会将当前的节点和上一个节点加锁。这样当进行select的时候，就不允许加x锁。那么在进行该事务的时候，读取的就是最新的数据。 （2）在mysql中，提供了两种事务隔离技术，第一个是mvcc，第二个是next-key技术。这个在使用不同的语句的时候可以动态选择。不加lock inshare mode之类的就使用mvcc。否则使用next-key。mvcc的优势是不加锁，并发性高。缺点是不是实时数据。next-key的优势是获取实时数据，但是需要加锁。

按照上面对幻读的定义可以看出，在默认隔离级别rr（可重复读）下，其实已经是解决了幻读问题。 按照我自己的理解来讲，在一个事务T1内，对某数据进行一个SELECT操作，此时会在第一次执行SELECT语句时生成一个快照，只有在本事务进行提交后才会重新更新快照，因此，即使在事务T1两次SELECT操作之间，事务T2进行了UPDATE或DELETE操作，对事务T1来讲都不会产生干扰，即事务T1前后两次查询的结果都是一样的，也即不会产生幻读问题

说幻读是 事务A 执行两次 select 操作得到不同的数据集，即 select 1 得到 10 条记录，select 2 得到 11 条记录。这其实并不是幻读，这是不可重复读的一种，只会在 R-U R-C 级别下出现，而在 mysql 默认的 RR 隔离级别是不会出现的。所以上面开始给出的定义好像就是错误的？

有一张表 name : users/id : primary key

事务T1 事务T2

T1 ：主事务，检测表中是否有 id 为 1 的记录，没有则插入，这是我们期望的正常业务逻辑。 T2 ：干扰事务，目的在于扰乱 T1 的正常的事务执行。

在 RR 隔离级别下，step1、step2 是会正常执行的，step3 则会报错主键冲突，对于 T1 的业务来说是执行失败的，这里 T1 就是发生了幻读，因为 T1 在 step1 中读取的数据状态并不能支撑后续的业务操作，T1：“见鬼了，我刚才读到的结果应该可以支持我这样操作才对啊，为什么现在不可以”。T1 不敢相信的又执行了 step4，发现和 setp1 读取的结果是一样的（RR下的 MMVC机制）。此时，幻读无疑已经发生，T1 无论读取多少次，都查不到 id = 1 的记录，但它的确无法插入这条他通过读取来认定不存在的记录（此数据已被T2插入），对于 T1 来说，它幻读了。

（1）其实 RR 也是可以避免幻读的，通过对 select 操作手动加 行X锁（SELECT … FOR UPDATE 这也正是 SERIALIZABLE 隔离级别下会隐式为你做的事情），同时还需要知道，即便当前记录不存在，比如 id=1 是不存在的，当前事务也会获得一把记录锁（因为InnoDB的行锁锁定的是索引，故记录实体存在与否没关系，存在就加 行X锁，不存在就加 next-key lock间隙X锁），其他事务则无法插入此索引的记录，故杜绝了幻读。 （2）在 SERIALIZABLE 隔离级别下，step1 执行时是会隐式的添加 行(X)锁 / gap(X)锁的，从而 step2 会被阻塞，step3 会正常执行，待 T1 提交后，T2 才能继续执行（主键冲突执行失败），对于 T1 来说业务是正确的，成功的阻塞扼杀了扰乱业务的T2，对于T1来说他前期读取的结果是可以支撑其后续业务的。

RR级别下只要对 SELECT 操作也手动加行（X）锁即可类似 SERIALIZABLE 级别（它会对 SELECT 隐式加锁），即大家熟知的：

如果 id = 1 的记录存在则会被加行（X）锁，如果不存在，则会加 next-lock key / gap 锁（范围行锁），即记录存在与否，mysql 都会对记录应该对应的索引加锁，其他事务是无法再获得做操作的。

这里我们就展示下 id = 1 的记录不存在的场景，FOR UPDATE 也会对此 “记录” 加锁，要明白，InnoDB 的行锁（gap锁是范围行锁，一样的）锁定的是记录所对应的索引，且聚簇索引同记录是直接关系在一起的。 id = 1 的记录不存在，开始执行事务： step1: T1 查询 id = 1 的记录并对其加 X锁 step2: T2 插入 id = 1 的记录，被阻塞 step3: T1 插入 id = 1 的记录，成功执行（T2 依然被阻塞中），T1 提交（T2 唤醒但主键冲突执行错误） T1事务符合业务需求成功执行，T2干扰T1失败。

1、RR 级别作为 mysql 事务默认隔离级别，是事务安全与性能的折中，可能也符合二八定律（20%的事务存在幻读的可能，80%的事务没有幻读的风险），我们在正确认识幻读后，便可以根据场景灵活的防止幻读的发生。

2、SERIALIZABLE 级别则是悲观的认为幻读时刻都会发生，故会自动的隐式的对事务所需资源加排它锁，其他事务访问此资源会被阻塞等待，故事务是安全的，但需要认真考虑性能。

3、InnoDB 的行锁锁定的是索引，而不是记录本身，这一点也需要有清晰的认识，故某索引相同的记录都会被加锁，会造成索引竞争，这就需要我们严格设计业务 sql，尽可能的使用主键或唯一索引对记录加锁。索引映射的记录如果存在，加行锁，如果不存在，则会加 next-key lock / gap 锁 / 间隙锁，故 InnoDB 可以实现事务对某记录的预先占用，如果记录存在，它就是本事务的，如果记录不存在，那它也将是本事务的，只要本事务还在，其他事务就别想占有它。