트랜잭션 격리수준(isolation level)이란 동시에 여러 트랜잭션이 처리될 때, 트랜잭션끼리 얼마나 서로 고립되어 있는지를 나타내는 것이다.
즉, 간단하게 말해 특정 트랜잭션이 다른 트랜잭션에 변경한 데이터를 볼 수 있도록 허용할지 말지를 결정하는 것이다.
격리수준은 크게 아래의 4개로 나뉜다.
- READ UNCOMMITTED
- READ COMMITTED
- REPEATABLE READ
- SERIALIZABLE
아래로 내려갈수록 트랜잭션간 고립 정도가 높아지며, 성능이 떨어지는 것이 일반적이다.
일반적인 온라인 서비스에서는 READ COMMITTED나 REPEATABLE READ 중 하나를 사용한다.
(oracle = READ COMMITTED, mysql = REPEATABLE READ)
ISOLATION LEVEL 조회, 변경, 테스트
- 조회
1 | SHOW VARIABLES like 'tx_isolation'; |
- 변경
나와있는데로 해봤는데 안바뀌는데 방법좀…
READ UNCOMMITTED
READ UNCOMMITTED 격리수준에서는 어떤 트랜잭션의 변경내용이 COMMIT이나 ROLLBACK과 상관없이 다른 트랜잭션에서 보여진다.
이 격리수준에서는 아래와 같은 문제가 발생할 수 있다.
- A 트랜잭션에서 10번 사원의 나이를 27살에서 28살로 바꿈
- 아직 커밋하지 않음
- B 트랜잭션에서 10번 사원의 나이를 조회함
- 28살이 조회됨
이를
더티 리드(Dirty Read)라고 한다 - A 트랜잭션에서 문제가 발생해 ROLLBACK함
- B 트랜잭션은 10번 사원이 여전히 28살이라고 생각하고 로직을 수행함
이런식으로 데이터 정합성에 문제가 많으므로, RDBMS 표준에서는 격리수준으로 인정하지도 않는다.
READ COMMITTED
어떤 트랜잭션의 변경 내용이 COMMIT 되어야만 다른 트랜잭션에서 조회할 수 있다.
오라클 DBMS에서 기본으로 사용하고 있고, 온라인 서비스에서 가장 많이 선택되는 격리수준이다.
여기서는 B 트랜잭션에서 10번 사원의 나이를 조회해도 27살이 조회된다.(커밋되지 않았기 때문에)
(이는 언두 영역에 저장된 데이터이다. MVCC 참조)
A 트랜잭션에서 최종 커밋하면 B 트랜잭션에서 28살 이라는 값을 받아볼 수 있다.
언뜻보면 정합성 문제가 해결된 것 처럼 보이지만, 여기서도 NON-REPETABLE READ 부정합 문제가 발생할 수 있다.
- B 트랜잭션에서 10번 사원의 나이를 조회
- 27살이 조회됨
- A 트랜잭션에서 10번 사원의 나이를 27살에서 28살로 바꾸고
커밋 - B 트랜잭션에서 10번 사원의 나이를 다시 조회(변경되지 않은 이름이 조회됨)
- 28살이 조회됨
이는 하나의 트랜잭션내에서 똑같은 SELECT를 수행했을 경우 항상 같은 결과를 반환해야 한다는 REPEATABLE READ 정합성에 어긋나는 것이다.
일반적인 웹 어플리케이션에서는 크게 문제되지 않지만, 작업이 금전적인 처리와 연결되어 있다면 문제가 발생할 수 있다.
예를 들어 여러 트랜잭션에서 입금/출금 처리가 계속 진행되는 트랜잭션들이 있고
오늘의 입금 총 합을 보여주는 트랜잭션이 있다고하면, 총합을 계산하는 SELECT 쿼리는 실행될 때 마다 다른 결과값을 가져올 것이다.
이런 문제가 발생할 수 있기 떄문에 격리수준에 의해 실행되는 SQL 문장이 어떤 결과를 출력할 지 정확히 예측하고 있어야 한다.
REPETABLE READ
REPETABLE READ 격리수준은 간단하게 말해서
트랜잭션이 시작되기 전에 커밋된 내용에 대해서만 조회할 수 있는 격리수준이다.
MySQL DBMS에서 기본으로 사용하고 있고, 이 격리수준에서는 NON-REPETABLE READ 부정합이 발생하지 않는다.
- 10번 트랜잭션이 500000번 사원을 조회
- 12번 트랜잭션이 500000번 사원의 이름을 변경하고
커밋 - 10번 트랜잭션이 500000번 사원을 다시 조회
- 언두 영역에 백업된 데이터 반환
즉, 간단하게 말해서 자신의 트랜잭션 번호보다 낮은 트랜잭션 번호에서 변경된(+커밋된) 것만 보게 되는 것이다.
(모든 InnoDB의 트랜잭션은 고유한 트랜잭션 번호(순차적으로 증가하는)를 가지고 있으며,
언두 영역에 백업된 모든 레코드는 변경을 발생시킨 트랜잭션의 번호가 포함되어 있다.)
REPETABLE READ 격리수준에서는 트랜잭션이 시작된 시점의 데이터를 일관되게 보여주는 것을 보장해야 하기 때문에
한 트랜잭션의 실행시간이 길어질수록 해당 시간만큼 계속 멀티 버전을 관리해야 하는 단점(?)이 있다.
하지만 실제로 영향을 미칠 정도로 오래 지속되는 경우는 없어서… READ COMMITTED와 REPETABLE READ의 성능차이는 거의 없다고 한다.
REPETABLE READ에서 발생할 수 있는 데이터 부정합
-
UPDATE 부정합
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10START TRANSACTION; -- transaction id : 1
SELECT * FROM Member WHERE name='junyoung';
START TRANSACTION; -- transaction id : 2
SELECT * FROM Member WHERE name = 'junyoung';
UPDATE Member SET name = 'joont' WHERE name = 'junyoung';
COMMIT;
UPDATE Member SET name = 'zion.t' WHERE name = 'junyoung'; -- 0 row(s) affected
COMMIT;이 상황에서 최종 결과는
name = joont가 된다.
REPETABLE READ이기 때문에,
2번 트랜잭션에서name = joont로 변경하고 COMMIT을 하면name = junyoung의 내용을 언두로그에 남겨놔야 한다.
그래야 1번 트랜잭션에서 일관되게 데이터를 보는 것을 보장해줄 수 있기 때문이다.이 상황에서 아래 구문에서 UPDATE 문을 실행하게 되는데, UPDATE의 경우 변경을 수행할 로우에 대해 잠금이 필요하다.
하지만 현재 1번 트랜잭션이 바라보고 있는name = junyoung의 경우 레코드 데이터가 아닌 언두영역의 데이터이고,
언두영역에 있는 데이터에 대해서는 쓰기 잠금을 걸 수가 없다.그러므로 위의 UPDATE 구문은 레코드에 대해 쓰기 잠금을 시도하려고 하지만
name = junyoung인 레코드는 존재하지 않으므로,
0 row(s) affected가 출력되고, 아무 변경도 일어나지 않게 된다.
그러므로 최종적으로 결과는name = joont가 된다. 자이언티가 되지 못해 아쉽다.간단하게 말해 DML 구문은 멀티버전을 관리하지 않는다
-
Phantom READ
한 트랜잭션 내에서 같은 쿼리를 두 번 실행했는데, 첫 번째 쿼리에서 없던 유령(Phantom) 레코드가 두 번째 쿼리에서 나타나는 현상을 말한다.
REPETABLE READ 이하에서만 발생하고(SERIALIZABLE은 발생하지 않음), INSERT에 대해서만 발생한다.
아래와 같은 상황에서 재현될 수 있다.1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11START TRANSACTION; -- transaction id : 1
SELECT * FROM Member; -- 0건 조회
START TRANSACTION; -- transaction id : 2
INSERT INTO MEMBER VALUES(1,'joont',28);
COMMIT;
SELECT * FROM Member; -- 여전히 0건 조회
UPDATE Member SET name = 'zion.t' WHERE id = 1; -- 1 row(s) affected
SELECT * FROM Member; -- 1건 조회
COMMIT;REPETABLE READ에 에 의하면 원래 출력되지 않아야 하는데 UPDATE 문의 영향을 받은 후 부터 출력된다.
이 시점에 스냅샷을 적용시키는 것 같다.참고로 DELETE에 대해서는 적용되지 않는다.
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11START TRANSACTION; -- transaction id : 1
SELECT * FROM Member; -- 1건 조회
START TRANSACTION; -- transaction id : 2
DELETE FROM Member WHERE id = 1;
COMMIT;
SELECT * FROM Member; -- 여전히 1건 조회
UPDATE Member SET name = 'zion.t' WHERE id = 1; -- 0 row(s) affected
SELECT * FROM Member; -- 여전히 1건 조회
COMMIT;
SERIALIZABLE
가장 단순하고 가장 엄격한 격리수준이다.
InnoDB에서 기본적으로 순수한 SELECT 작업은 아무런 잠금을 걸지않고 동작하는데,
격리수준이 SERIALIZABLE일 경우 읽기 작업에도 공유 잠금을 설정하게 되고, 이러면 동시에 다른 트랜잭션에서 이 레코드를 변경하지 못하게 된다.
이러한 특성 때문에 동시처리 능력이 다른 격리수준보다 떨어지고, 성능저하가 발생하게 된다.
