ANSI/ISO SQL的四個(gè)isolation level
SERIALIZABLE
這是最高層次isolation level，這個(gè)層次的isolation實(shí)現(xiàn)了串行化的效果，即：幾個(gè)Transcation在執(zhí)行時(shí)，其執(zhí)行效果和某個(gè)串行序執(zhí)行這幾個(gè)Transaction的效果是一樣的。使用Serializable層次的事務(wù)，其中的查詢語(yǔ)句在每次都必須在同樣的數(shù)據(jù)上執(zhí)行，從而防止了phantom read，其實(shí)現(xiàn)機(jī)制是range lock。與下一個(gè)層次的不同之處在于range lock。
在基于鎖的DBMS中，Serializable直到事務(wù)結(jié)束才釋放select數(shù)據(jù)集上的讀、寫(xiě)鎖。而且select查詢語(yǔ)句必須首先獲得range-locks才能執(zhí)行。在非鎖并行的DBMS中，系統(tǒng)每當(dāng)檢測(cè)到write collision時(shí)，一次只有一個(gè)write能被寫(xiě)入。
range lock
Range lock記錄Serializable Transaction所讀取的key值范圍，阻止其他在這個(gè)key值范圍內(nèi)的記錄被插入到表中。Range lock位于Index上，記錄一個(gè)起始Index和一個(gè)終止Index。在Range lock鎖定的Index范圍內(nèi)，任何Update、Insert和Delete操作都是被禁止的，從而保證了Serializable中的操作每次都在同樣的數(shù)據(jù)集上進(jìn)行。
REPEATABLE READS
在基于鎖的DBMS中，Repeatable Reads直到事務(wù)結(jié)束才釋放select數(shù)據(jù)集上的讀、寫(xiě)鎖。但不會(huì)使用range lock，因此會(huì)產(chǎn)生Phantom Read。
READ COMMITTED
在基于鎖的DBMS中，Read Committed直到事務(wù)結(jié)束才釋放select數(shù)據(jù)集上的寫(xiě)鎖，但讀鎖會(huì)在一個(gè)select完成后才被釋放。和Repeatable Read一樣，Read Committed不使用range lock，會(huì)產(chǎn)生Phantom read和Unrepeatable read。（注：這段主要參考wikipedia，我也搜索過(guò)Read Committed，基本都采用了這種說(shuō)法。但我有一個(gè)疑問(wèn)，既然write鎖直到事務(wù)提交才釋放，那么在這個(gè)階段是不會(huì)發(fā)生update操作的，在一個(gè)事務(wù)中的多個(gè)讀應(yīng)該也不會(huì)產(chǎn)生不同的結(jié)果才對(duì)。望知之者指點(diǎn)一二，小弟不勝感激。）
READ UNCOMMITTED
這是Isolation Level的最底層，不僅會(huì)產(chǎn)生Phantom Read、Unrepeatable Read，還會(huì)有Dirty Read的風(fēng)險(xiǎn)。
Read phenomena
SQL 92標(biāo)準(zhǔn)將事務(wù)T1讀寫(xiě)T2的操作分為三種，Phantom Read、Unrepeatable Read和Dirty Read Users
Dirty reads (Uncommitted Dependency)
事務(wù)T1在讀取事務(wù)T2已經(jīng)修改、但T2還未提交的數(shù)據(jù)時(shí)會(huì)發(fā)生Dirty Read。這個(gè)Isolation Level唯一能保證的是Update操作按順序執(zhí)行，即事務(wù)中前面的update一定比后面的update先執(zhí)行。
下面的這個(gè)例子是一個(gè)典型的Dirty Read
| Transaction 1 | Transaction 2 |
|---|
/* Query 1 */
SELECT age FROM users WHERE id = 1;
/* will read 20 */
| |
| | /* Query 2 */
UPDATE users SET age = 21 WHERE id = 1;
/* No commit here */
|
/* Query 1 */
SELECT age FROM users WHERE id = 1;
/* will read 21 */
| |
| | ROLLBACK; /* lock-based DIRTY READ */
|
Non-repeatable reads
在一個(gè)事務(wù)T1中，如果對(duì)同一條記錄讀取兩次而值不一樣，那么就發(fā)生了Non-repeatable read。
在基于鎖的DBMS中，Non-repeatable read可能在未獲得read lock時(shí)進(jìn)行select操作，或在select操作剛結(jié)束就釋放read lock時(shí)發(fā)生。在多版本并行控制的DBMS中，non-repeatable read可能在違背“受commit conflict影響的事務(wù)必須回滾“的原則時(shí)發(fā)生。
| Transaction 1 | Transaction 2 |
|---|
/* Query 1 */ SELECT * FROM users WHERE id = 1; | |
| | /* Query 2 */ UPDATE users SET age = 21 WHERE id = 1; COMMIT; /* in multiversion concurrency control, or lock-based READ COMMITTED */ |
/* Query 1 */ SELECT * FROM users WHERE id = 1; COMMIT; /* lock-based REPEATABLE READ */ |
有兩種方式來(lái)防止non-repeatable read。第一種方式用鎖使T1和T2串行。另外一種方式是在多版本并行控制的DBMS中使用的。在這里，T2可以提交，而先于T2啟動(dòng)的T1則在自己的Snapshot（快照）里繼續(xù)執(zhí)行，在T1提交時(shí)，系統(tǒng)會(huì)檢查其結(jié)果是否與T1、T2序執(zhí)行的結(jié)果一樣，如果一樣，則T1提交，否則T1必須回滾并生成一個(gè)serialization failure。
Phantom reads
Phantom read是指在一個(gè)事務(wù)中，執(zhí)行兩個(gè)或多個(gè)同樣的查詢返回的結(jié)果集卻不相同的現(xiàn)象。這種現(xiàn)象發(fā)生在沒(méi)獲得range lock即進(jìn)行select... where....操作時(shí)，解決方法是使用range lock。
| Transaction 1 | Transaction 2 |
|---|
/* Query 1 */ SELECT * FROM users WHERE age BETWEEN 10 AND 30; | |
| | /* Query 2 */ INSERT INTO users VALUES ( 3, 'Bob', 27 ); COMMIT; |
/* Query 1 */ SELECT * FROM users WHERE age BETWEEN 10 AND 30; | |
參考：
http://msdn.microsoft.com/en-us/library/ms191272.aspx
http://en.wikipedia.org/wiki/Isolation_%28database_systems%29