可重復讀和提交讀（可重復讀和讀已提交）

大家好！今天讓創(chuàng)意嶺的小編來大家介紹下關于可重復讀和提交讀的問題，以下是小編對此問題的歸納整理，讓我們一起來看看吧。

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本文目錄:

• 1、什么是可重復讀

• 2、mysql 隔離級別設置為什么比較好

• 3、數據庫事務隔離級別 一般用哪個

• 4、mysql默認隔離級別怎么加鎖

一、什么是可重復讀

可重復讀(Repeatable Read)，當使用可重復讀隔離級別時，在事務執(zhí)行期間會鎖定該事務以任何方式引用的所有行。

二、mysql 隔離級別設置為什么比較好

術式之后皆為邏輯，一切皆為需求和實現。希望此文能從需求、現狀和解決方式的角度幫大家理解隔離級別。

隔離級別的產生

在串型執(zhí)行的條件下，數據修改的順序是固定的、可預期的結果，但是并發(fā)執(zhí)行的情況下，數據的修改是不可預期的，也不固定，為了實現數據修改在并發(fā)執(zhí)行的情況下得到一個固定、可預期的結果，由此產生了隔離級別。

所以隔離級別的作用是用來平衡數據庫并發(fā)訪問與數據一致性的方法。

事務的4種隔離級別

READ UNCOMMITTED       未提交讀，可以讀取未提交的數據。READ COMMITTED         已提交讀，對于鎖定讀(select with for update 或者 for share)、update 和 delete 語句，                       InnoDB 僅鎖定索引記錄，而不鎖定它們之間的間隙，因此允許在鎖定的記錄旁邊自由插入新記錄。                       Gap locking 僅用于外鍵約束檢查和重復鍵檢查。REPEATABLE READ        可重復讀，事務中的一致性讀取讀取的是事務第一次讀取所建立的快照。SERIALIZABLE           序列化

在了解了 4 種隔離級別的需求后，在采用鎖控制隔離級別的基礎上，我們需要了解加鎖的對象(數據本身&間隙)，以及了解整個數據范圍的全集組成。

數據范圍全集組成

SQL 語句根據條件判斷不需要掃描的數據范圍（不加鎖）；

SQL 語句根據條件掃描到的可能需要加鎖的數據范圍；

以單個數據范圍為例，數據范圍全集包含：（數據范圍不一定是連續(xù)的值，也可能是間隔的值組成）

1. 數據已經填充了整個數據范圍：（被完全填充的數據范圍，不存在數據間隙）

• 整形，對值具有唯一約束條件的數據范圍 1～5 ，

  已有數據1、2、3、4、5，此時數據范圍已被完全填充；

• 整形，對值具有唯一約束條件的數據范圍 1 和 5 ，

  已有數據1、5，此時數據范圍已被完全填充；

2. 數據填充了部分數據范圍：（未被完全填充的數據范圍，是存在數據間隙）

• 整形的數據范圍 1～5 ，

  已有數據 1、2、3、4、5，但是因為沒有唯一約束，

  所以數據范圍可以繼續(xù)被 1～5 的數據重復填充；

• 整形，具有唯一約束條件的數據范圍 1～5 ，

  已有數據 2，5，此時數據范圍未被完全填充，還可以填充 1、3、4 ；

3. 數據范圍內沒有任何數據（存在間隙）

如下：

• 整形的數據范圍 1～5 ，數據范圍內當前沒有任何數據。

在了解了數據全集的組成后，我們再來看看事務并發(fā)時，會帶來的問題。

無控制的并發(fā)所帶來的問題

并發(fā)事務如果不加以控制的話會帶來一些問題，主要包括以下幾種情況。

1. 范圍內已有數據更改導致的：

• 更新丟失：當多個事務選擇了同一行，然后基于最初選定的值更新該行時，

  由于每個事物不知道其他事務的存在，最后的更新就會覆蓋其他事務所做的更新；

• 臟讀： 一個事務正在對一條記錄做修改，這個事務完成并提交前，這條記錄就處于不一致狀態(tài)。

  這時，另外一個事務也來讀取同一條記錄，如果不加控制，

  第二個事務讀取了這些“臟”數據，并據此做了進一步的處理，就會產生提交的數據依賴關系。

  這種現象就叫“臟讀”。

2. 范圍內數據量發(fā)生了變化導致：

• 不可重復讀：一個事務在讀取某些數據后的某個時間，再次讀取以前讀過的數據，

  卻發(fā)現其讀出的數據已經發(fā)生了改變，或者某些記錄已經被刪除了。

  這種現象就叫“不可重復讀”。

• 幻讀：一個事務按相同的查詢條件重新讀取以前檢索過的數據，

  卻發(fā)現其他事務插入了滿足其查詢條件的新數據，這種現象稱為“幻讀”。

  可以簡單的認為滿足條件的數據量變化了。

因為無控制的并發(fā)會帶來一系列的問題，這些問題會導致無法滿足我們所需要的結果。因此我們需要控制并發(fā)，以實現我們所期望的結果(隔離級別)。

MySQL 隔離級別的實現

InnoDB 通過加鎖的策略來支持這些隔離級別。

行鎖包含：

• Record Locks

  索引記錄鎖，索引記錄鎖始終鎖定索引記錄，即使表中未定義索引，

  這種情況下，InnoDB 創(chuàng)建一個隱藏的聚簇索引，并使用該索引進行記錄鎖定。

• Gap Locks

  間隙鎖是索引記錄之間的間隙上的鎖，或者對第一條記錄之前或者最后一條記錄之后的鎖。

  間隙鎖是性能和并發(fā)之間權衡的一部分。

  對于無間隙的數據范圍不需要間隙鎖，因為沒有間隙。

• Next-Key Locks

  索引記錄上的記錄鎖和索引記錄之前的 gap lock 的組合。

  假設索引包含 10、11、13 和 20。

  可能的next-key locks包括以下間隔，其中圓括號表示不包含間隔端點，方括號表示包含端點：

• (負無窮大, 10]    (10, 11]    (11, 13]    (13, 20]    (20, 正無窮大)        對于最后一個間隔，next-key將會鎖定索引中最大值的上方，

左右滑動進行查看

"上確界"偽記錄的值高于索引中任何實際值。

上確界不是一個真正的索引記錄，因此，實際上，這個 next-key 只鎖定最大索引值之后的間隙。

基于此，當獲取的數據范圍中，數據已填充了所有的數據范圍，那么此時是不存在間隙的，也就不需要 gap lock。

對于數據范圍內存在間隙的，需要根據隔離級別確認是否對間隙加鎖。

默認的 REPEATABLE READ 隔離級別，為了保證可重復讀，除了對數據本身加鎖以外，還需要對數據間隙加鎖。

READ COMMITTED 已提交讀，不匹配行的記錄鎖在 MySQL 評估了 where 條件后釋放。

對于 update 語句，InnoDB 執(zhí)行 "semi-consistent" 讀取，這樣它會將最新提交的版本返回到 MySQL，

以便 MySQL 可以確定該行是否與 update 的 where 條件相匹配。

總結&延展：

唯一索引存在唯一約束，所以變更后的數據若違反了唯一約束的原則，則會失敗。

當 where 條件使用二級索引篩選數據時，會對二級索引命中的條目和對應的聚簇索引都加鎖；所以其他事務變更命中加鎖的聚簇索引時，都會等待鎖。

行鎖的增加是一行一行增加的，所以可能導致并發(fā)情況下死鎖的發(fā)生。

例如，

在 session A 對符合條件的某聚簇索引加鎖時，可能 session B 已持有該聚簇索引的 Record Locks，而 session B 正在等待 session A 已持有的某聚簇索引的 Record Locks。

session A 和 session B 是通過兩個不相干的二級索引定位到的聚簇索引。

session A 通過索引 idA，session B通過索引 idB 。

當 where 條件獲取的數據無間隙時，無論隔離級別為 rc 或 rr，都不會存在間隙鎖。

比如通過唯一索引獲取到了已完全填充的數據范圍，此時不需要間隙鎖。

間隙鎖的目的在于阻止數據插入間隙，所以無論是通過 insert 或 update 變更導致的間隙內數據的存在，都會被阻止。

rc 隔離級別模式下，查詢和索引掃描將禁用 gap locking，此時 gap locking 僅用于外鍵約束檢查和重復鍵檢查（主要是唯一性檢查）。

rr 模式下，為了防止幻讀，會加上 Gap Locks。

事務中，SQL 開始則加鎖，事務結束才釋放鎖。

就鎖類型而言，應該有優(yōu)化鎖，鎖升級等，例如rr模式未使用索引查詢的情況下，是否可以直接升級為表鎖。

就鎖的應用場景而言，在回放場景中，如果確定事務可并發(fā)，則可以考慮不加鎖，加快回放速度。

鎖只是并發(fā)控制的一種粒度，只是一個很小的部分：

從不同場景下是否需要控制并發(fā)，(已知無交集且有序的數據的變更，MySQL 的 MTS 相同前置事務的多事務并發(fā)回放)

并發(fā)控制的粒度，(鎖是一種邏輯粒度，可能還存在物理層和其他邏輯粒度或方式)

相同粒度下的優(yōu)化，(鎖本身存在優(yōu)化，如IX、IS類型的優(yōu)化鎖)

粒度加載的安全&性能(如獲取行鎖前，先獲取頁鎖，頁鎖在執(zhí)行獲取行鎖操作后即釋放，無論是否獲取成功)等多個層次去思考并發(fā)這玩意。

三、數據庫事務隔離級別 一般用哪個

READ

COMMITTED（已提交讀）

Oracle和sqlserver都是默認的隔離級別;

REPEATABLE

READ（可重復讀）

Mysql的innodb默認的隔離級別,通過gap鎖已經實現了SERIALIZABLE（可序列化讀）;

READ

UNCOMMITTED（未提交讀）

幻想讀、不可重復讀和臟讀都允許。一個會話可以讀取其他事務未提交的更新結果，如果這個事務最后以回滾結束，這時的讀取結果就可能是不正確的，所以多數的數據庫都不會運用這種隔離級別。

四、mysql默認隔離級別怎么加鎖

修改方法

有兩種方法可以對配置了 systemd 的程序進行資源隔離：1. 命令行修改：通過執(zhí)行 systemctl set-property 命令實現，形式為 systemctl set-property name parameter=value；修改默認即時生效。2. 手工修改文件：直接編輯程序的 systemd unit file 文件，完成之后需手工執(zhí)行 systemctl daemon-reload 更新配置，并重啟服務 systemctl restart name.service。

systemd unit file 里支持的資源隔離配置項，如常見的：

• CPUQuota=value

  該參數表示服務可以獲取的最大 CPU 時間，value 為百分數形式，高于 100% 表示可使用 1 核以上的 CPU。與 cgroup cpu 控制器 cpu.cfs_quota_us 配置項對應。

• MemoryLimit=value

  該參數表示服務可以使用的最大內存量，value 可以使用 K, M, G, T 等后綴表示值的大小。與 cgroup memory 控制器 memory.limit_in_bytes 配置項對應。

事務的4種隔離級別

READ UNCOMMITTED       未提交讀，可以讀取未提交的數據。

READ COMMITTED         已提交讀，對于鎖定讀(select with for update 或者 for share)、update 和 delete 語句，InnoDB 僅鎖定索引記錄，而不鎖定它們之間的間隙，因此允許在鎖定的記錄旁邊自由插入新記錄。                    

Gap locking 僅用于外鍵約束檢查和重復鍵檢查。

REPEATABLE READ        可重復讀，事務中的一致性讀取讀取的是事務第一次讀取所建立的快照。

SERIALIZABLE           序列化在了解了 4 種隔離級別的需求后，在采用鎖控制隔離級別的基礎上，我們需要了解加鎖的對象(數據本身&間隙)，以及了解整個數據范圍的全集組成。

數據范圍全集組成

SQL 語句根據條件判斷不需要掃描的數據范圍（不加鎖）；

SQL 語句根據條件掃描到的可能需要加鎖的數據范圍；

以單個數據范圍為例，數據范圍全集包含：（數據范圍不一定是連續(xù)的值，也可能是間隔的值組成）

以上就是關于可重復讀和提交讀相關問題的回答。希望能幫到你，如有更多相關問題，您也可以聯系我們的客服進行咨詢，客服也會為您講解更多精彩的知識和內容。

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