[#0x0034] Isolation

　　参考Wikipedia: http://en.wikipedia.org/wiki/Isolation_(database_systems)#Repeatable_reads_.28phantom_reads.29　　

 

　　Isolation的理想状态是：the result of Transaction A is invisible to Transaction B until Transaction A is completed。不过这么一来，只有Serializable级别才能满足要求，即Transactions是一个接一个地执行，不允许Transactions的并行。如果想要Transactions的并行，那么就不可能有绝对的isolation。为此，ANSI/ISO制定的SQL标准给Isolation分了4个级别，由高到低分别是：

• Serializable
• Repeatable Read (Phantom Read)
• Read Committed (Nonrepeatable Read)
• Read Uncommitted (Dirty Read)

级别越高的，isolation性越好，而低级别的isolation会有各种各样的并发问题(如上面括号中所示)。下面一一介绍。

 

1. Read Uncommitted

　　Transaction 1可以查看Transaction 2未提交的操作结果，这会导致Dirty Read的问题，如下图所示：

 

Transaction 1的执行的第二个query会读到Transaction 2中update的结果，如果Transaction 2 rollback的话，这个读到的数据明显是错误的。

 

2. Read Committed

　　如果我们强制Transaction 1只能读Transaction 2中已经commit的update，就可以解决Dirty Read的问题。强制的手段是：每次query（比如SELECT）时，都会获取当前数据库（或者可能只是query涉及的表）的一个snapshot，query从这个snapshot中获得结果。没有commit的update不会在snapshot中出现，所以就不会被query到。

　　这样允许Transaction 2并行执行，且不会影响Transaction 1。当Transaction 1 commit的时候，DBMS检测是否有冲突（比如Transaction 1也update了Transaction 2中update的row），如果执行的结果等同于顺序执行Transaction 1和 Transaction 2 ，则认为没有冲突。

　　但这样也会有问题：Nonrepeatable Read，即可能执行同一query两次而出现不同的结果，我们认为这是不符合一致性原则的。

 

3. Repeatable Read

　　解决Nonrepeatable Read问题的办法是给Transaction 1中的SELECT涉及的行加一个read lock。

　　锁的排斥功能很明确：read locks不会block read locks，只block write locks；write locks block both read locks and write locks。

　　不过会有新的问题：phantom read。

 

 

当Transaction 1执行一个range query（范围查询，如like, between等）时，只会为涉及到的row加read lock，如果插入一个新row在range之内，第二次range query还是会被读出。

 

4. Serializable

　　强制Transactions按顺序执行，所以Transaction之间不可能冲突。强制的手段是给place a read lock on every row the transaction read；同时，如果有range query，还会添加一个range lock。明显，Serializable会耗费很多的lock overhead。

　　Serializable相当于在Transaction 1开始时（而不是query开始时）给当前数据库（或是Transaction涉及的表）take a snapshot，Transaction 1中的所有query都从这一个snapshot中获取结果。