隔离级别

隔离级别的定义：

　　事务指定一个隔离级别，该隔离级别定义一个事务必须与由其他事务进行的资源或数据更改相隔离的程度。隔离级别从允许的并发副作用（例如，脏读或幻读）的角度进行描述。

控制内容：

　　1、读取数据时是否占用锁以及所请求的锁类型。

　　2、占用读取锁的时间。

　　3、引用其他事务修改的行的读取操作是否。

　　4、在该行上的写锁被释放之前阻塞其他事务。

　　5、检索在启动语句或事务时存在的行的已提交版本。

　　6、读取未提交的数据修改。

 

　　选择事务隔离级别不影响为保护数据修改而获取的锁。事务总是在其修改的任何数据上获取排他锁并在事务完成之前持有该锁，不管为该事务设置了什么样的隔离级别。对于读取操作，事务隔离级别主要定义保护级别，以防受到其他事务所做更改的影响。

较低的隔离级别可以增强许多用户同时访问数据的能力，但也增加了用户可能遇到的并发副作用（例如脏读或丢失更新）的数量。相反，较高的隔离级别减少了用户可能遇到的并发副作用的类型，但需要更多的系统资源，并增加了一个事务阻塞其他事务的可能性。应平衡应用程序的数据完整性要求与每个隔离级别的开销，在此基础上选择相应的隔离级别。最高隔离级别（可序列化）保证事务在每次重复读取操作时都能准确检索到相同的数据，但需要通过执行某种级别的锁定来完成此操作，而锁定可能会影响多用户系统中的其他用户。最低隔离级别（未提交读）可以检索其他事务已经修改、但未提交的数据。在未提交读中，所有并发副作用都可能发生，但因为没有读取锁定或版本控制，所以开销最少。

 

四种隔离级别：

　　1、REDE UNCOMMITTDE(未提交读)

　　在REDE UNCOMMITTED级别，食物中的修改，即使内有提交，队其他事物也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读(Dirty Read).这个级别会导致很多问题，从性能上来说，READ UNCOMMITTED 不会比其他的级别好太多，但却缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少使用。

　　2、REDE COMMITTRD(提交读)

　　大多数数据库系统的默认隔离级别都是READ COMMITTED (但MySQL不是). READ COMMITTED满足前面提到的隔离性的简单定义:一个事务开始时，只能“看见”已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个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。这个级别有时候也叫做不可重复读(nonrepeatableread),因为两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。

　　3、REPEATABLE READ(可重复读)

      REPEATABLE READ 解决了脏读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读(Phantom Read)的问题。所谓幻读，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻行(Phantom Row). InnoDB 和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制(MVCC, Multiversion Concurrency Control)解决了幻读的问题。可重复读是MySQL的默认事务隔离级别。

　　4、SERIALIZABLE（可串行化）

 　　SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。简单来说，SERIALIZABLE 会在读取的每行数据 上都加镇，所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用中也很少用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。

 

ANSI SQL隔离级别表：

 

脏读：

　　脏读就是指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。

幻读：

　　指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻行(Phantom Row).

产生脏读、幻读和幻行的原因是因为并发控制。

MVCC是如何解决幻读方式

　　 MySQL的大多数事务型存储引擎实现的都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑，它们一般都同时实现了多版本并发控制（MVCC）。不仅是MySQL，包括Oracle、PostgreSQL等其他数据库系统也都实现了MVCC，但各自的实现机制不尽相同，因为MVCC没有一个统一的实现标准。

      可以认为MVCC是行级锁的一个变种，但是它在很多情况下避免了加锁操作，因此开销更低。虽然实现机制有所不同，但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。

      MVCC的实现，是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。也就是说，不管需要执行多长时间，每个事务看到的数据都是一致的。根据事务开始的时间不同，每个事务对同一张表，同一时刻看到的数据可能是不一样的。

 　　InnoDB的MVCC，是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间（或删除时间）。当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号（systemversionnumber）。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。下面看一下在REPEATABLEREAD隔离级别下，MVCC具体是如何操作的。

　　SELECT    InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录：InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行（也就是，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号），这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的。行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询结果。

INSERT    InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。

DELETE    InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。

UPDATE   InnoDB为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识。保存这两个额外系统版本号，使大多数读操作都可以不用加锁。这样设计使得读数据操作很简单，性能很好，并且也能保证只会读取到符合标准的行。不足之处是每行记录都需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作，以及一些额外的维护工作。MVCC只在REPEATABLEREAD和READCOMMITTED两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别都和MVCC不兼容，因为READUNCOMMITTED总是读取最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行。而SERIALIZABLE则会对所有读取的行都加锁。