读取提交和可重复读取之间的区别

Question

我认为上述隔离级别非常相似。有人可以用一些很好的例子来描述主要区别是什么？

Answer 1

Read committed是一个隔离级别，可以保证读取的任何数据读取已提交。它只是限制读者看到任何中间的，未提交的，“脏”的读。 IT不承诺，如果事务重新发出读取，将找到相同数据，数据在读取后可以自由更改。

可重复读取是一个更高的隔离级别，除了保证读取提交级别之外，它还保证读取的任何数据都不能更改，如果事务再次读取相同的数据，它将找到先前读取的数据，保持不变并可供阅读。

下一个可序列化的隔离级别提供了更强大的保证：除了所有可重复读取保证之外，它还可以保证没有新数据可以被看到随后阅读。

假设你有一个表T，其中C列有一行，比如它的值为'1'。并且考虑一下如下的简单任务：

BEGIN TRANSACTION;
SELECT * FROM T;
WAITFOR DELAY '00:01:00'
SELECT * FROM T;
COMMIT;

这是一个简单的任务，从表T发出两个读取，它们之间有1分钟的延迟。

• 在READ COMITTED下，第二个SELECT可以返回任何数据。并发事务可以更新记录，删除它，插入新记录。第二个选择将始终显示 new 数据。
• 在REPEATABLE READ下，第二个SELECT保证看到第一次选择未更改时看到的行。在那一分钟内，并发事务可以添加新行，但不能删除或更改现有行。
• 在SERIALIZABLE下读取第二个选择保证看到与完全相同。没有行可以更改，也不能删除，并且并发事务也不能插入新行。

如果您遵循上述逻辑，您可以快速意识到SERIALIZABLE事务虽然可以让您轻松生活，但始终完全阻止每个可能的并发操作，因为它们要求任何人都无法修改，删除也不插入任何行。 .Net System.Transactions范围的默认事务隔离级别是可序列化的，这通常可以解释导致的糟糕性能。

最后，还有SNAPSHOT隔离级别。 SNAPSHOT隔离级别与可序列化具有相同的保证，但不要求并发事务不能修改数据。相反，它迫使每个读者看到它自己的世界版本（它自己的'快照'）。这使得它非常容易编程以及非常可扩展，因为它不会阻止并发更新。但是，这种好处需要付出代价：额外的服务器资源消耗。

补充读物：

• Isolation Levels in the Database Engine
• Concurrency Effects
• Choosing Row Versioning-based Isolation Levels

Answer 2

可重复读取

从事务开始就维护数据库的状态。如果在session1中检索值，然后在session2中更新该值，则在session1中再次检索它将返回相同的结果。读取是可重复的。

session1> BEGIN;
session1> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Aaron

session2> BEGIN;
session2> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Aaron
session2> UPDATE names SET firstname = 'Bob' WHERE id = 7;
session2> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Bob
session2> COMMIT;

session1> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Aaron

Read Committed

在事务的上下文中，您将始终检索最近提交的值。如果在session1中检索值，在session2中更新它，然后在session1again中检索它，您将获得在session2中修改的值。它读取最后提交的行。

session1> BEGIN;
session1> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Aaron

session2> BEGIN;
session2> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Aaron
session2> UPDATE names SET firstname = 'Bob' WHERE id = 7;
session2> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Bob
session2> COMMIT;

session1> SELECT firstname FROM names WHERE id = 7;
Bob

有道理吗？

Answer 3

根据我对这个帖子和@ remus-rusanu答案的阅读和理解，答案就是基于这个简单的场景：

有两个流程A和B. 过程B正在阅读表X. 流程A写在表X中 进程B再次阅读表X.

• ReadUncommitted ：进程B可以从进程A读取未提交的数据，并且可以根据B写入查看不同的行。 完全无法锁定
• ReadCommitted ：进程B只能从进程A读取已提交的数据，并且它可以看到基于COMMITTED仅B写入的不同行。 我们可以称之为Simple Lock吗？
• RepeatableRead ：进程B将读取进程A正在执行的相同数据（行）。但是进程A可以更改其他行。 行级阻止
• Serialisable ：进程B将读取与以前相同的行，并且进程A无法在表中读取或写入。 表级阻止
• 快照：每个进程都有自己的副本，他们正在处理它。 每个人都有自己的观点

Answer 4

旧问题已经有了一个已接受的答案，但我想考虑这两个隔离级别是如何改变SQL Server中的锁定行为的。对于那些像我一样调试死锁的人来说，这可能会有所帮助。

READ COMMITTED（默认）

在SELECT中获取共享锁，然后在SELECT语句完成时释放 。这就是系统如何保证不存在未提交数据的脏读。在SELECT完成之后和事务完成之前，其他事务仍然可以更改基础行。

重复阅读

共享锁在SELECT中获取，然后仅在事务完成后才释放 。这就是系统如何保证您读取的值在事务期间不会更改（因为它们在事务完成之前一直处于锁定状态）。

Answer 5

尝试用简单的图解释这个疑问。

  

读取提交：此处在此隔离级别中，事务T1将读取事务T2提交的X的更新值。

  

可重复读取：在此隔离级别中，事务T1不会考虑事务T2提交的更改。

Answer 6

我认为这张图片也很有用，当我想快速记住隔离级别之间的差异时（感谢youtube上的kudvenkat），它可以作为参考

Answer 7

请注意，可重复读取的可重复是针对元组，而不是整个表。在ANSC隔离级别中，可能会发生 phantom read 异常，这意味着两次读取具有相同where子句的表可能会返回不同的结果，并返回不同的结果集。从字面上看，它不是可重复的。

Answer 8

我对最初接受的解决方案的观察。

在RR（默认mysql）下 - 如果tx已打开并且已触发SELECT，则另一个tx无法删除属于先前READ结果集的任何行，直到之前的tx被提交（事实上，新tx中的delete语句将只是挂起，但是下一个tx可以毫无困难地从表中删除所有行。顺便说一下，在之前的tx中的下一个READ仍会看到旧数据，直到它被提交。