一、隔离级别
事务的隔离级别有4种: SQL-1992 ，但是我只想介绍其中两种，因为其他的两个根本就用不上
1.1 什么叫一致性锁定读 和 一致性非锁定读
- 一致性锁定读
1. 读数据的时候，会去加S-lock、x-lock
2. eg：select ... for update , select ... lock in share mode
3. dml语句- 一致性非锁定读
1. 读数据的时候，不加任何的锁，快照读（snapshot read）
2. eg: select ... 最普通的查询语句
1.2 什么是幻读(不可重复读)
- 概念
一个事务内的同一条【一致性锁定读】SQL多次执行，读到的结果不一致，我们称之为幻读。
- 实战
* set global tx_isolation='READ-COMMITTED'
> 事务一:
root:test> begin;select * from lc for update;
+------+
| id |
+------+
| 1 |
| 2 |
+------+
> 事务二：
root:test>begin; insert into lc values(3);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
root:test> commit ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
> 事务一：
root:test> select * from lc for update;
+------+
| id |
+------+
| 1 |
| 2 |
| 3 |
+------+
3 rows in set (0.00 sec)
* 同一个事务一中，同一条select * from lc for update (一致性锁定读) 执行两次，得到的结果不一致，说明产生了幻读
* 同一个事务一中，同一条select * from lc (一致性非锁定读) 执行两次，得到的结果不一致，说明产生了幻读
* 我们姑且认为，幻读和不可重复读为一个概念，实际上也差不多一个概念。
1.3 什么是脏读
1. 这个大家都很多好理解，就是事务一还没有提交的事务，却被事务二读到了，这就是脏读1.4 repeatable-read（RR）
- 什么是RR
1. 学名： 可重复读
2. 顾名思义：一个事务内的同一条【一致性锁定读】SQL多次执行，读到的结果一致，我们称之为可重复读。
3. 解决了幻读的问题
1.5 read-committed （RC）
* 学名：可提交读
* 顾名思义: 只要其他事务提交了，我就能读到
* 解决了脏读的问题，没有解决幻读的问题二、隔离级别是如何实现的
就拿上面那个简单的例子来佐证好了
环境
dba:lc_4> show create table lc;
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------+
| Table | Create Table |
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------+
| lc | CREATE TABLE `lc` (
`id` int(11) NOT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 |
+-------+--------------------------------------------------------------------------------------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
dba:lc_4> select * from lc;
+----+
| id |
+----+
| 1 |
| 2 |
| 3 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)
2.1 RR
RR 如何解决幻读问题？
RR 的锁算法：next-key lock
- 解决幻读的案例
dba:lc_4> set tx_isolation='repeatable-read';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
dba:lc_4> select * from lc for update ;
+----+
| id |
+----+
| 1 |
| 2 |
| 3 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)
这时候，查看下锁的情况：
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 133588361
Purge done for trx's n:o < 133588356 undo n:o < 0 state: running but idle
History list length 892
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 421565826150000, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 421565826149088, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 133588360, ACTIVE 4 sec
2 lock struct(s), heap size 1136, 4 row lock(s)
MySQL thread id 135, OS thread handle 140001104295680, query id 1176 localhost dba cleaning up
TABLE LOCK table `lc_4`.`lc` trx id 133588360 lock mode IX
RECORD LOCKS space id 289 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `lc_4`.`lc` trx id 133588360 lock_mode X --next key lock ， 锁记录和范围
Record lock, heap no 1 PHYSICAL RECORD: n_fields 1; compact format; info bits 0
0: len 8; hex 73757072656d756d; asc supremum;; --next-key lock, 锁住正无穷大
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000001; asc ;; --next-key lock, 锁住1和1之前的区间，包括记录 (negtive,1]
1: len 6; hex 000007f6657e; asc e~;;
2: len 7; hex e5000040220110; asc @" ;;
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000002; asc ;; --next-key lock, 锁住2和1之前的区间，包括记录 (1,2]
1: len 6; hex 000007f6657f; asc e ;;
2: len 7; hex e6000040330110; asc @3 ;;
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000003; asc ;; --next-key lock, 锁住3和2之间的区间，包括记录 (2,3]
1: len 6; hex 000007f66584; asc e ;;
2: len 7; hex e9000040240110; asc @$ ;;
* 总结下来就是：
1. (negtive bounds,1] ， (1,2] ， (2,3]，(3,positive bounds) --锁住的记录和范围，相当于表锁
2. 这时候，session 2 插入任何一条记录，会被锁住，所以幻读可以避免，尤其彻底解决了幻读的问题
2.2 RC
RC 的锁算法：record locks
幻读对线上影响大吗？ oracle默认就是RC隔离级别
- 不解决幻读的案例
dba:lc_4> set tx_isolation='read-committed';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
dba:lc_4> select * from lc for update ;
+----+
| id |
+----+
| 1 |
| 2 |
| 3 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)
* 查看锁的信息如下
------------
TRANSACTIONS
------------
Trx id counter 133588362
Purge done for trx's n:o < 133588356 undo n:o < 0 state: running but idle
History list length 892
LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION:
---TRANSACTION 421565826150000, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 421565826149088, not started
0 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s)
---TRANSACTION 133588361, ACTIVE 3 sec
2 lock struct(s), heap size 1136, 3 row lock(s)
MySQL thread id 138, OS thread handle 140001238955776, query id 1192 localhost dba cleaning up
TABLE LOCK table `lc_4`.`lc` trx id 133588361 lock mode IX
RECORD LOCKS space id 289 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `lc_4`.`lc` trx id 133588361 lock_mode X locks rec but not gap --记录锁，只锁记录
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000001; asc ;; -- 记录锁，锁住1
1: len 6; hex 000007f6657e; asc e~;;
2: len 7; hex e5000040220110; asc @" ;;
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000002; asc ;; -- 记录锁，锁住2
1: len 6; hex 000007f6657f; asc e ;;
2: len 7; hex e6000040330110; asc @3 ;;
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000003; asc ;; -- 记录锁，锁住3
1: len 6; hex 000007f66584; asc e ;;
2: len 7; hex e9000040240110; asc @$ ;;
* 总结下来
1. 锁住的是哪些？ [1,2,3] 这些记录被锁住
2. 那么session 2 除了1，2，3 不能插入之外，其他的记录都能，比如； insert into lc select 4 , 那么再次select * from lc for udpate 的时候，就是4条记录了，由此产生幻读
2.3 RC vs RR 安全性
- RC 和 binlog
1. RC 模式，binlog 必须使用Row 模式- 为什么RC的binlog必须使用Row
* session 1:
begin;
delete from tb_1 where id > 0;
* session 2:
begin;
insert into tb_1 select 100;
commit;
* session 1:
commit;
* 如果RC模式下的binlog是statement模式，结果会是怎么样呢？
master : 结果是 100
slave : 结果是 空
这样就导致master和slave结果不一致了: 因为在slave上，先执行insert into tb_1 select 100; 再执行delete from tb_1 where id > 0; 当然等于空咯
* 如果RC模式下的binlog是ROW模式，结果会是怎么样呢？
master : 结果是 100
slave : 结果是 100
主从结果一致，因为binlog是row模式，slave并不是逻辑的执行上述sql，而记录的都是行的变化
2.4 总结
- RC 的优点
1. 由于降低了隔离级别，那么实现起来简单，对锁的开销小，基本上不会有Gap lock，那么导致死锁和锁等待的可能就小
2. 当然RC也不是完全没有Gap lock，当purge 和 唯一性索引存在的时候会产生特殊的Gap lock，这个后面会具体讲- RC 的缺点
1. 会有幻读发生
2. 事务内的每条select，都会产生新的read-view，造成资源浪费- RR 的优点
1. 一个事务，只有再开始的时候才会产生read-view，有且只有一个，所以这块消耗比较小
2. 解决了幻读的问题, 实现了真正意义上的隔离级别- RR 的缺点
1. 由于RR的实现，是通过Gap-lock实现，经常会锁定一个范围，那么导致死锁和所等待的概率非常大- 我们的选择
一般我们生产环境的标配，都是RC+Row 模式，谁用谁知道哦
