隔离级别与并发异常复现（实验）

一句话定义

隔离级别（Isolation Level）是隔离强度的四级标尺——读未提交、读已提交、可重复读、串行化——每一级对应「允许/禁止哪些并发异常」（脏读、不可重复读、幻读、丢失更新）。

为什么重要

隔离级别选错不是性能问题而是正确性问题：资金、库存事故常源于在弱隔离下「想当然」的读改写。
各数据库同名级别行为不同（PG 的 RR 用 MVCC 无幻读，MySQL InnoDB 的 RR 靠间隙锁抑制幻读），不知道差异就会跨库迁移踩坑。
本知识点提供可复现实验：亲手造出每一种异常，比背表格牢固一个数量级。

前置知识

kp-014（事务生命周期、COMMIT/ROLLBACK）。

核心概念

脏读（Dirty Read）：读到别人未提交的数据。
不可重复读（Non-repeatable Read）：同事务两次读同一行，值被他人提交修改。
幻读（Phantom）：同条件两次范围查询，出现新行。
丢失更新（Lost Update）：两个事务读-改-写同一行，后写覆盖先写。
读未提交（Read Uncommitted）：三者皆可能（除丢失更新）。
读已提交（Read Committed，RC）：禁止脏读。
可重复读（Repeatable Read，RR）：再禁止不可重复读。
串行化（Serializable）：可串行化调度，上述全禁止。

原理与机制

SQL 标准用「允许的异常集」定义级别，Berenson 等人 1995 年指出标准定义的漏洞（幻读定义过窄），各实现自行取舍：PostgreSQL 的 RC 每条语句取新快照（语句级一致），RR 取事务首快照并用 SIRead 锁检测串行化异常；MySQL InnoDB 的 RC 每语句快照，RR 事务首快照且靠间隙锁（kp-016）阻止他人在扫描区间插入，从而抑制幻读。丢失更新不被标准四级显式覆盖，是 RR 下仍会发生的经典坑：两个事务都 SELECT balance 后各自 UPDATE，后写覆盖先写——解法是显式 SELECT ... FOR UPDATE 行锁、原子 UPDATE ... SET x = x - ? WHERE ...、或乐观版本号 WHERE version = ?。设置方式：MySQL SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL ...，PG SET default_transaction_isolation = ...。

实例或案例

可复现实验：两会话 A/B，表 account(user_id INT PRIMARY KEY, balance INT)，初始 (1, 1000)，以下按行号交替执行（MySQL 默认 RR；PG 建议先测 RC 再切 RR 对比）。

-- 两会话 A/B，表: account(user_id INT PRIMARY KEY, balance INT)
-- 初始: (1, 1000)。以下按行号交替执行，MySQL 默认 RR / PG 建议先测 RC 再切 RR 对比

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

-- A1: BEGIN;
-- B1: BEGIN;
-- A2: UPDATE account SET balance = balance - 100 WHERE user_id = 1;
-- B2: SELECT balance FROM account WHERE user_id = 1;   -- RC 下看到 1000（A 未提交，无脏读）
--                                                        （切到 READ UNCOMMITTED 会看到 900：复现脏读）
-- A3: COMMIT;
-- B2'(重复读): SELECT balance FROM account WHERE user_id = 1;  -- RC 下变成 900：复现不可重复读
--                                                              （RR 下仍是 1000：快照可重复读）
-- B3: SELECT COUNT(*) FROM account WHERE balance > 500;  -- 另一会话插入新行后再执行一次，
--                                                        -- RC 下计数变化：复现幻读；RR/快照下不变

丢失更新实验：A、B 都在 RC 下 SELECT balance 得 1000，各自 UPDATE ... SET balance = 1000 - 100 与 - 200，最终余额 800 或 900 而非 700——后写覆盖先写。

常见误区

认为「InnoDB 默认 RR 所以没有幻读」：快照读无幻读，但 SELECT ... FOR UPDATE 当前读场景需间隙锁配合；且 RR 允许丢失更新。
在弱隔离下做「读出来 → 内存判断 → 写回去」：任何跨语句的读改写都必须加锁或原子化，否则并发必丢更新。
盲目上串行化：PG 串行化会抛序列化失败需应用重试，未写重试逻辑的系统会大面积报错。

自测题

RC 与 RR 的快照粒度差异是什么？答：RC 每条语句开始时取新快照（能看到他事务新提交），RR 取事务第一条查询时的快照并贯穿全程。
为什么 RR 仍可能丢失更新？如何根治？答：两个事务基于同一快照值各自覆盖写；根治手段是悲观行锁（SELECT FOR UPDATE）、原子自增式 UPDATE 或乐观并发（版本号条件更新+重试）。

公式或模型

本节不适用：隔离级别是异常集合的分级定义（四级别 × 四异常的矩阵），不是定量公式。

图示

本节不适用：本库以可执行实验代替时间线图——亲手跑一遍 A/B 会话交替脚本，异常出现的那一刻即是最好的图。

直观类比

隔离级别像会议室的隔音等级：读未提交是薄纱隔断（对方草稿都能看见）；读已提交是普通墙（定稿才听见，但你说话时别人可以改文件）；可重复读是套房（你开会期间房间内一切不变）；串行化是排队使用同一间房。

与其他知识点的关系

kp-016 与 kp-017 是实现隔离的悲观/乐观两大路线；kp-018 讨论跨节点时隔离性的代价；kp-029 中「并发下丢库存」是最常见的业务化表达。

前置知识点

相关知识点