MySQL InnoDB事務隔離級別髒讀、可重複讀、幻讀
希望通過本文，可以加深讀者對ySQL InnoDB的四個事務隔離級別，以及髒讀、不重複讀、幻讀的理解。
MySQL InnoDB事務的隔離級別有四級，默認是“可重複讀”（REPEATABLE READ）。
· 未提交讀（READUNCOMMITTED）。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據（髒讀）。
· 提交讀（READCOMMITTED）。本事務讀取到的是最新的數據（其他事務提交後的）。問題是，在同一個事務裏，前後兩次相同的SELECT會讀到不同的結果（不重複讀）。
· 可重複讀（REPEATABLEREAD）。在同一個事務裏，SELECT的結果是事務開始時時間點的狀態，因此，同樣的SELECT操作讀到的結果會是一致的。但是，會有幻讀現象（稍後解釋）。
· 串行化（SERIALIZABLE）。讀操作會隱式獲取共享鎖，可以保證不同事務間的互斥。
四個級別逐漸增強，每個級別解決一個問題。
· 髒讀，最容易理解。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據。
· 不重複讀。解決了髒讀後，會遇到，同一個事務執行過程中，另外一個事務提交了新數據，因此本事務先後兩次讀到的數據結果會不一致。
· 幻讀。解決了不重複讀，保證了同一個事務裏，查詢的結果都是事務開始時的狀態（一致性）。但是，如果另一個事務同時提交了新數據，本事務再更新時，就會“驚奇的”發現了這些新數據，貌似之前讀到的數據是“鬼影”一樣的幻覺。
MySQL InnoDB事務隔離級別可設置爲global和session級別。
事務隔離級別查看
查看當前session的事務隔離級別：
mysql> show variables like '%tx_isolation%';
+---------------+--------------+
| Variable_name | Value |
+---------------+--------------+
| tx_isolation | SERIALIZABLE |
+---------------+--------------+
查看全局的事務隔離級別。
mysql> show global variables like '%tx_isolation%';
+---------------+-----------------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-----------------+
| tx_isolation | REPEATABLE-READ |
+---------------+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
設置事務隔離級別：
設置global事務隔離級別：
set global isolation level read committed;
注意一點的設置global並不會對當前session生效。
設置session事務隔離級別sql腳本：
set session transaction isolation level read uncommitted;
set session transaction isolation level read committed;
set session transaction isolation level REPEATABLE READ;
set session transaction isolation level SERIALIZABLE;
上面的文字，讀起來並不是那麼容易讓人理解，以下用幾個實驗對InnoDB的四個事務隔離級別做詳細的解釋，希望通過實驗來加深大家對InnoDB的事務隔離級別理解。
CREATE TABLE `t` (
`a` INT (11) NOT NULL PRIMARY KEY
) ENGINE = INNODB DEFAULT CHARSET = UTF8;
INSERT INTO t (a) VALUES (1),(2),(3);
實驗一：解釋髒讀、可重複讀問題
更新事務
事務A READ-UNCOMMITTED
事務B READ-COMMITTED,
事務C-1 REPEATABLE-READ
事務C-2 REPEATABLE-READ
事務D SERIALIZABLE
set autocommit =0;
start transaction ;
start transaction;
insert into t(a)values(4);
select * from t;
1,2,3,4(髒讀：讀取到了未提交的事務中的數據)
select * from t;
1,2,3（解決髒讀）
select * from t;
1,2,3
select * from t;
1,2,3
select * from t;
1,2,3
commit;
select * from t:
1,2,3,4
select * from t:
1,2,3,4
select * from t:
1,2,3,4 (與上面的不在一個事務中，所以讀到爲事務提交後最新的，所以可讀到4)
select * from t:
1,2,3（重複讀：由於與上面的在一個事務中，所以只讀到事務開始事務的數據，也就是重複讀）
select * from t:
1,2,3,4
commit（提交事務，下面的就是一個新的事務，所以可以讀到事務提交以後的最新數據）
select * from t:
1,2,3,4
READ-UNCOMMITTED 會產生髒讀，基本很少適用於實際場景，所以基本不使用。
實驗二：測試READ-COMMITTED與REPEATABLE-READ
事務A
事務B READ-COMMITTED
事務C REPEATABLE-READ
set autocommit =0;
start transaction ;
start transaction;
start transaction;
insert into t(a)values(4);
select * from t;
1,2,3
select * from t;
1,2,3
commit;
select * from t:
1,2,3,4
select * from t:
1,2,3（重複讀：由於與上面的在一個事務中，所以只讀到事務開始事務的數據，也就是重複讀）
commit（提交事務，下面的就是一個新的事務，所以可以讀到事務提交以後的最新數據）
select * from t:
1,2,3,4
REPEATABLE-READ可以確保一個事務中讀取的數據是可重複的，也就是相同的讀取（第一次讀取以後，即使其他事務已經提交新的數據，同一個事務中再次select也並不會被讀取）。
READ-COMMITTED只是確保讀取最新事務已經提交的數據。
當然數據的可見性都是對不同事務來說的，同一個事務，都是可以讀到此事務中最新數據的。
start transaction;
insert into t(a) values (4);
select * from t;
1,2,3,4;
insert into t(a) values (5);
select * from t;
1,2,3,4,5;
實驗三：測試SERIALIZABLE事務對其他的影響
事務A SERIALIZABLE
事務B READ-UNCOMMITTED
事務C READ-COMMITTED,
事務D REPEATABLE-READ
事務E SERIALIZABLE
set autocommit =0;
start transaction ;
start transaction;
select a from t union all select sleep(1000) from dual;
insert into t(a)values(5);
insert into t(a)values(5);
insert into t(a)values(5);
insert into t(a)values(5);
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
SERIALIZABLE 串行化執行，導致所有其他事務不得不等待事務A結束才行可以執行，這裏特意使用了sleep函數，直接導致事務B,C,D,E等待事務A持有釋放的鎖。由於我sleep了1000秒，而innodb_lock_wait_timeout爲120s。所以120s到了就報錯HY000錯誤。
SERIALIZABLE是相當嚴格的串行化執行模式，不管是讀還是寫，都會影響其他讀取相同的表的事務。是嚴格的表級讀寫排他鎖。也就失去了innodb引擎的優點。實際應用很少。
實驗四：幻讀
一些文章寫到InnoDB的可重複讀避免了“幻讀”（phantom read），這個說法並不準確。
做個試驗：(以下所有試驗要注意存儲引擎和隔離級別)
mysql>show create table t_bitfly\G;
CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk
mysql>select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+
試驗4-1：
SessionA Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly;
empty set
INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
SELECT * FROM t_bitfly;
empty set
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
empty set
INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
ERROR 1062 (23000):
Duplicate entry '1' for key 1
v (shit, 剛剛明明告訴我沒有這條記錄的)
如此就出現了幻讀，以爲表裏沒有數據，其實數據已經存在了，傻乎乎的提交後，才發現數據衝突了。
試驗4-2：
SessionA Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |a |
+------+-------+
INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, 'b');
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |a |
+------+-------+
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |a |
+------+-------+
UPDATE t_bitfly SET value='z';
Rows matched: 2 Changed:2 Warnings: 0
(怎麼多出來一行)
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 |z |
| 2 |z |
+------+-------+
本事務中第一次讀取出一行，做了一次更新後，另一個事務裏提交的數據就出現了。也可以看做是一種幻讀。
------
那麼，InnoDB指出的可以避免幻讀是怎麼回事呢？
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.html
By default, InnoDB operatesin REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlogsystem variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searchesand index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoidingthe Phantom Problem Using Next-Key Locking”).
準備的理解是，當隔離級別是可重複讀，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情況下，在搜索和掃描index的時候使用的next-keylocks可以避免幻讀。
關鍵點在於，是InnoDB默認對一個普通的查詢也會加next-key locks，還是說需要應用自己來加鎖呢？如果單看這一句，可能會以爲InnoDB對普通的查詢也加了鎖，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的區別又在哪裏呢？
MySQL manual裏還有一段：
13.2.8.5. Avoiding the PhantomProblem Using Next-Key Locking (http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html)
Toprevent phantoms, InnoDB usesan algorithm called next-key locking that combinesindex-row locking with gap locking.
Youcan use next-key locking to implement a uniqueness check in your application:If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row youare going to insert, then you can safely insert your row and know that thenext-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyonemeanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key lockingenables you to “lock” the nonexistence of something in your table.
我的理解是說，InnoDB提供了next-key locks，但需要應用程序自己去加鎖。manual裏提供一個例子：
SELECT * FROM child WHERE id> 100 FOR UPDATE;
這樣，InnoDB會給id大於100的行（假如child表裏有一行id爲102），以及100-102，102+的gap都加上鎖。
可以使用showinnodb status來查看是否給表加上了鎖。
再看一個實驗，要注意，表t_bitfly裏的id爲主鍵字段。
實驗4-3：
Session A Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly
WHERE id<=1
FOR UPDATE;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
INSERT INTO t_bitfly
VALUES (2, 'b');
Query OK, 1 row affected
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
INSERT INTO t_bitfly
VALUES (0, '0');
(waiting for lock ...
then timeout)
ERROR 1205 (HY000):
Lock wait timeout exceeded;
try restarting transaction
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
+------+-------+
| id | value |
+------+-------+
| 1 | a |
+------+-------+
可以看到，用id<=1加的鎖，只鎖住了id<=1的範圍，可以成功添加id爲2的記錄，添加id爲0的記錄時就會等待鎖的釋放。
MySQL manual裏對可重複讀裏的鎖的詳細解釋：
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/set-transaction.html#isolevel_repeatable-read
Forlocking reads (SELECT with FORUPDATE or LOCK IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements, lockingdepends on whether the statement uses a unique index with a unique searchcondition, or a range-type search condition. For a unique index with a uniquesearch condition, InnoDB locksonly the index record found, not the gap before it. For other searchconditions, InnoDB locksthe index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record)locks to block insertions by other sessions into the gaps covered by the range.
------
一致性讀和提交讀，先看實驗，
實驗4-4：
SessionA Session B
START TRANSACTION; START TRANSACTION;
SELECT * FROM t_bitfly;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
+----+-------+
INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, 'b');
COMMIT;
SELECT * FROM t_bitfly;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
+----+-------+
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
| 2 |b |
+----+-------+
SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
| 2 |b |
+----+-------+
SELECT * FROM t_bitfly;
+----+-------+
| id | value |
+----+-------+
| 1 |a |
+----+-------+
如果使用普通的讀，會得到一致性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結果。
本身，可重複讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務裏，如果保證了可重複讀，就會看不到其他事務的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導致前後兩次讀到的結果不一致，違背了可重複讀。
可以這麼講，InnoDB提供了這樣的機制，在默認的可重複讀的隔離級別裏，可以使用加鎖讀去查詢最新的數據。
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-consistent-read.html
Ifyou want to see the “freshest” state of the database, you should use either theREAD COMMITTED isolation level or a locking read:
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
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結論：MySQLInnoDB的可重複讀並不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖度使用到的機制就是next-keylocks。
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文章幻讀部分直接轉載了bitfly的文章： http://blog.bitfly.cn/post/mysql-innodb-phantom-read/
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