作者:gloriamm_520 | 来源:互联网 | 2024-11-11 19:42
本文内容转载于 Mysql-可重复读的隔离级别在什么情况下会出现幻读。不过在文章内容格式上进行了优化。一、常见说法的不准确首先先说一下一些网上经常能查到的说法,有的描述和举例难以说服我,根据本文中的实
本文内容转载于 Mysql-可重复读的隔离级别在什么情况下会出现幻读。不过在文章内容格式上进行了优化。
一、常见说法的不准确
首先先说一下一些网上经常能查到的说法,有的描述和举例难以说服我,根据本文中的实践发现并不可靠。
1.1 实现可重复读的原理是,给 select 加锁。
其实不是,至少 mysql
,pg
,oracle
不是,他们用的是 MVCC
,多版本并发控制,每一行数据都有两个版本号,对应了插入是的事务版本号和删除时的事务版本号。
select
对应的是选择插入插入版本号 <= 当前事务版本号,删除版本号为空或者 > 当前事务版本号的数据。
insert
保存当前事务版本号到插入事务版本号。
delete
保存当前事务版本号到删除事务版本号。
update
对应的是旧数据行的删除版本记录当前事务的版本号,新数据行的插入版本记录当前事务的版本号。
1.2 可重复度的隔离级别不能隔绝幻读
其实不是,幻读的意思是,同一个事务中,相同条件两次读取到的数据量不一致。
有上面的原理可以发现,select
是选择插入版本小于 <= 自己的版本号,删除版本为空或者大于自己版本号的数据。
所以针对如果 事务1 中只有两次 select
,事务2 在 事务1 的两次 select
之间插入了影响 select
结果的数据,事务1 的两次 select
结果是一样的。
所以 可重复读 的隔离级别不是完全不能隔离 幻读。
之所以说不是完全不能,因为发现了下面的现象,会产生 幻读 。
那么 MySQL 默认的隔离级别——可重复读到底能不能防止幻读呢?
二、结论
先说结论,RR(可重复读) 的事务隔离级别还是会出现幻读的情况的,要分情况讨论。
有两种情况无法防止幻读:
- 一是主动用
for share
或者 for update
这样带 锁 的 select
语句, 对应下文实验中的 现象 1; - 二是开始较早的事务更新了开始较晚但是结束较早的事务的新数据,那么开始较早的事务中会出现幻读,对应下文实验中的 现象 2。
三、实验验证
实验使用 mysql 8.0.19
, 事务隔离级别为 RR
,employee2
表中只有一条 first_name
为 Yishay
的数据,其中 first_name
字段有索引,事务2 总是在 事务1 sleep 的时候执行。
3.1 (现象0) : 事务1 两次 select 一样且 事务1 两次 select 间没有额外操作,可以防止幻读
解读:事务1 的两次 select
得到的结果是一样的,只有一条数据,说明默认情况下,两个 select
之前没有获取其他的锁或者进行其他操作,是可以防止幻读的,这与网上说的 RR 不能防止幻读不一样。
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay' FOR SHARE;
commit ;
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');
3.2 (现象1) : 事务1 的第 2 次 select 要求锁,会出现幻读
解读:由于事务 1 的第二次 select 要求了锁(任何锁,共享锁或者独占做),导致select 也能使用当前读,也就读了最新(已 commit)的数据,这里已经不是无法防止幻读了,而是客户端使用的语句主动要求当前的数据,自然也必须承担幻读的风险。
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay' FOR SHARE;
commit ;
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');
3.3 (现象2) : 事务1 sleep 后进行了 update,更新 事务2 插入的数据,出现幻读
解读:事务2 在 事务1 的 update
之前执行。上面的情况中,事务1 的第一次 select
会查出只有一条数据,第二次 select
会查出有两条数据,且这两条数据,last_name
都被更新为 Tzvieli1。
此时会产生幻读的情况,也就是 select
与 insert
,update
,delete
这三者的区别,select
是快照读,后三者是当前读,也就是在执行后面三种操作的时候,获取的是数据库中最新的数据(最新的意思是说,别的事务已经提交的数据)。
这里为什么 事务1 中的两次 select
没有按照之前的说法,用同一个事务版本号去。其实还是遵循的,假设 事务1 的事务 id 是 1,事务2 的事务 id 是 2,那么 事务2 插入的数据行,会在 事务1 执行 update
语句时被更新为新的数据行,且事务插入版本号为 1,这样在 事务1 进行第 2 次 select
的时候,就能看到之前 事务2 的插入的数据了,其实看到的是 事务1 更新后的数据。
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
update employees2 set last_name = 'Tzvieli1' where first_name = 'Yishay';
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
commit ;
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');
3.4 (现象3) : 事务1 获取了 事务2 需要的锁,让 事务2 等待,自然也能防止幻读
如果把 现象2 中的 update
的顺序调整到 sleep
之前,事务2 将必须等待 事务1 整个事务完成,才能进行 insert
操作。
解读:在这种情况下,由于 事务2 需要等待 事务1 完成,所以能防止幻读的发生,那 事务2 需要等待 事务1 完成,显然在等待锁,它等待的是什么锁呢。
在 MySQL
中,默认情况下修改操作会加 Next-Key Lock
锁。
Next-Key Lock = Record Lock(索引记录的行锁) + Gap Lock(索引记录间隙锁)
间隙锁 是确保索引记录之间的间隙不变,在当前 where
条件命中的索引值的前后索引值之间的间隙不允许变更,也就是不允许导致索引 B+ 树的特定间隙变化的锁。
在这个现象中,由于 事务2 插入一条 first_name = 'Yishay'
的数据,需要变更当前 first_name
索引树种 'Yishay'
这个索引节点前后的间隙,导致它需要获取与 事务1 中 update
语句相同的锁,所以需要等待 事务1 完成。
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
update employees2 set last_name = 'Tzvieli1' where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
commit ;
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');
3.5 (现象4) : Next-Key Lock 能在防止幻读的同时提高写入的效率
Next-Key Lock
在 where
条件中的列完全命中索引的时候,起到了避免锁范围扩大的作用,且能防止幻读。
如果把 现象3 中的语句改成如下情况,表中本来没有 first_name = 'Hidefumi'
的记录,事务2 插入的记录 last_name
为 Caine,则 事务2 不需要等待 事务1 完成才能执行,且 事务1 不会产生幻读,也就是 事务1 中的 第 2 个 select
,与第一个 select
出来的结果相同,只要一条数据。
解读:根据 现象3 中的 Next-Key Lock
的解释,只要 事务2 中插入的语句需要的锁,与 事务1 中的 Gap Lock
和 Record Lock
不是同样的范围,则不会受到 事务1 的影响,所以在我的实验环境中,插入 first_name = 'Hidefumi'
不需要等待 事务1。
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Hidefumi' or first_name = 'Yishay';
update employees2 set last_name = 'Tzvieli1' where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Hidefumi' or first_name = 'Yishay';
commit ;
insert into employees2 values (10151,'1953-07-28','Hidefumi','Caine','G','1992-10-15');
3.6 (现象5) : where 条件索引字段,Next-Key Lock 退化为表锁,也能防止幻读
如果我们把表的 first_name
的索引去掉,仍使用 现象4 中一样的两个事务语句,则 事务2 需要等待 事务1 完成才能插入,此时也能防止幻读的发生。
说明 Next-Key Lock
在没有索引的情况下,会退化成全表的锁。但是这时候性能较差。所以生产环境尽量给 where
条件中的字段加上索引。