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在正式开始之前,先简单回顾一下并发事务存在的问题以及事务的隔离级别等内容。
当两个或者两个以上事务同时开启去处理同一个表的数据时,可能会存在以下的问题:
丢失修改
丢失修改是指当两个或多个事务更新同一行记录,产生更新丢失的现象,事务回滚覆盖和事务提交覆盖都会导致这种现象的产生。
脏读
一个事务能读取到另一个事务已经修改但还没有提交的数据。
不可重复读
在一个事务中多次执行同一条查询语句,读取到的数据内容前后不一致。
幻读
在一个事务中多次执行同一条查询语句,读取到的数据记录在数量上前后不一致,可能多了几条记录也可能少了几条记录。
为了解决并发事务存在的问题,大佬们想到了一个手段,那就是对事务进行隔离,最好是做到各个事务各干各的,互不干涉,但理想很丰满,现实很骨感,哪可能一步到位呢。
为了应对不同的需要,解决不同的问题,于是决定将事务的隔离分成四个级别,分别是:
它们各自能解决的并发事务问题如下表所示:
隔离级别 \ 事务问题 | 事务回滚覆盖 | 脏读 | 不可重复读 | 事务提交覆盖 | 幻读 |
---|---|---|---|---|---|
读未提交 | 能解决 | 不能解决 | 不能解决 | 不能解决 | 不能解决 |
读已提交 | 能解决 | 能解决 | 不能解决 | 不能解决 | 不能解决 |
可重复读 | 能解决 | 能解决 | 能解决 | 能解决 | 不能完全解决,可能发生 |
串行化 | 能解决 | 能解决 | 能解决 | 能解决 | 能解决 |
快照读
快照读是基于 MVCC 和 undo log 来实现的,读取数据的历史版本,得到一个 ReadView (事务视图) ,不对数据加锁,适用于简单 select
语句。
这里提一句,所谓 MVCC 并发版本控制,就是靠 ReadView (事务视图) 来实现的,多个 readView 组成 undo log(回滚日志)。
当前读
当前读是基于行锁 + 间隙锁来实现的,读取数据的最新版本,并对数据进行加锁,适用于 insert,update,delete, select ... for update, select ... lock in share mode 语句,以及加锁了的 select 语句
。
在更新数据时,都是先读后写,而这个读,就是指当前读,意味读取数据时,读到的是该条数据最新生成的 ReadView。
在上面的表格中,我们能看到,在读已提交这个隔离级别下,幻读是不能被解决的,也就是说会发生;而在可重复读这个隔离级别下,幻读则是没有完全被解决,只是解决了部分,意味着仍然有可能发生。
那它们分别是怎么产生的?各自又有什么表现?有何区别?下面我们举个例子来探究一下。
假设现在有两个事务,分别是事务 A 和 事务 B ,同时有一张学生表 student(表中只有一条记录,stu_name 为王大) ,我们用这两个事务来操作这张表。
在读已提交这种事务隔离级别下,两个事务的操作顺序如下:
事务A | 事务B |
---|---|
begin; | |
begin; | |
开始第一次查询:select * from student where stu_id > 0; | |
insert into student(stu_name) values(‘李二’); | |
commit; | |
开始第二次查询:select * from student where stu_id > 0; |
表现
普通的查询语句,能看到明显幻读现象。
原因剖析
事务 A 中用的是普通的 select 语句,因此采用的是快照读,但由于事务隔离级别为读已提交,在读已提交下,每次 select 操作,都会重新获取最新版本的数据
,也正是因为这个原因,导致事务 A 中两次查询得到的结果在数量不一致,产生幻读。
解决方式
将事务隔离级别升级为可重复读
在可重复读这种事务隔离级别下,两个事务的操作顺序如下:
事务A | 事务B |
---|---|
begin; | |
begin; | |
开始第一次查询:select * from student where stu_id > 0; | |
insert into student(stu_name) values(‘李二’); | |
commit; | |
开始第二次查询:select * from student where stu_id > 0; |
像上面这样的事务操作,虽然在读已提交事务隔离级别下会产生幻读,但在可重复读事务隔离级别下,却不会产生幻读。
原因:在可重复读事务隔离级别下,针对普通的 select 语句,采用的是快照读,只会在第一次查询的时候获取一次数据的版本,往后继续做相同的 select 操作,不会重新获取,会延用前面得到的数据版本
。
细心的你有没有发现,在可重复读事务隔离级别下,对于快照读(普通的 select 操作),这不就是使用 MVCC 解决幻读问题吗?你没看错,是这样的。
在可重复读这种事务隔离级别下,两个事务的操作顺序如下:
事务A | 事务B |
---|---|
begin; | |
begin; | |
开始第一次查询:select * from student where stu_id > 0; | |
insert into student(stu_name) values(‘李二’); | |
commit; | |
开始第二次查询:select * from student where stu_id > 0 for update; |
上面的事务操作,和前面不同的地方在于,第二次查询加上了 for update ,也就是采用当前读。
表现
能看到明显的幻读现象
原因剖析
由于事务 A 第二次查询在 SQL 语句末尾加上了 for update ,表示采用当前读的方式,获取数据的最新版本,那么自然而然会把事务 B 中途插入的数据给查出来,从而出现幻读。
解决方式
用 next-key lock 解决,如果是走索引,会锁住索引本身的行锁;如果是范围,就会成为一个行锁+间隙锁,导致范围内的无法插入;如果是无索引的,直接全表加上了间隙锁,无法插入,阻塞。
具体的操作方式如下:
事务A | 事务B |
---|---|
begin; | |
begin; | |
开始第一次查询:select * from student where stu_id > 0 for update; | |
insert into student(stu_name) values(‘李二’); | |
commit; | |
开始第二次查询:select * from student where stu_id > 0 for update; |
事务 A 的每次查询都加上 for update,这样就不会出现幻读,原因是事务 B 的 insert 操作会被阻塞,无法将数据插入到表中,从而避免幻读的出现。
在可重复读这种事务隔离级别下,两个事务的操作顺序如下:
事务A | 事务B |
---|---|
begin; | |
begin; | |
开始第一次查询:select * from student where stu_id > 0; | |
insert into student(stu_name) values(‘李二’); | |
commit; | |
update student set stu_class = ‘03’ where stu_id is not null; | |
开始第二次查询:select * from student where stu_id > 0; |
在上面的事务操作下,事务 B 能将数据记录正常插入到表中,而事务 A 做了一次 update 操作,从上面的介绍我们可以知道,update 操作是当前读,会获取到数据的最新版本,自然也能拿到事务 B 的提交记录。
表现
能明显看到幻读现象
原因剖析
事务 A 的 update 操作采用的是当前读,会获取数据的最新版本,将事务 B 提交的结果读取出来,后面事务 A 再做普通的 select 操作,采用快照读,由于延用 update 操作时得到的数据历史版本,因而产生幻读。
解决方式
同 2.2.2 中的解决方式一样,具体操作如下:
事务A | 事务B |
---|---|
begin; | |
begin; | |
开始第一次查询:select * from student where stu_id > 0 for update; | |
insert into student(stu_name) values(‘李二’); | |
commit; | |
update student set stu_class = ‘03’ where stu_id is not null; | |
开始第二次查询:select * from student where stu_id > 0 for update; |
最简单的解决方式,就是再将事务隔离级别升级,改为串行化,毕竟串行化本身就解决所有事务问题,当然,这会牺牲效率。
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