浅谈MySQL的事务隔离级别

　　但愿这篇文章可以阐述清楚跟数据库相关的四个概念：事务、数据库读现象、隔离级别、锁机制

1、事务

先来看下百度百科对数据库事务的定义：

　　做为单个逻辑单元执行一系列操做，要么彻底执行，要么彻底不执行。事务处理能够确保除非事务性单元内的全部操做都成功完成，不然不会永久更新面向数据的资源。

事务有四个属性，称为ACID属性：

一、原子性(Atomicity):事务是一个原子单位，要么所有执行，要么所有不执行。

二、一致性(Consistent):事务的开始和结束，数据都必须保持一致状态。

三、隔离性(isolation):数据库系统提供隔离机制，保证并发事务之间是互相不干扰的。也就意味着事务处理过程当中的中间状态对其余的事务是透明的。

四、持久性(Durable):事务完成以后，对数据的修改是永久性的，即便出现系统故障也可以保持

 

事务是一系列SQL语句的集合，若是没有事务，会出现什么问题？或者说SQL只能一条一条的单个执行，会出现什么问题？

这个很简单，若是没有事务，咱们平时生活中的银行转帐就没法操做。

2、数据库读现象

　　ACID属性里面有一个是隔离级别，即并发事务之间互相不干扰。互相不干扰只是一个终极状态，且须要消耗巨大的性能。在咱们实际应用过程当中，是存在很大的灰度空间的：隔离级别有程度的区分。因此若是隔离程度控制的比较弱的话，就会产生脏读、不可重复读以及幻读的现象。

一、脏读

事务T1修改某个字段的值，而后事务T2读取该值，此后T1撤销了对该字段的更新，或者更新成另外的值才commit到数据库中，这样T2读取的数据是无效的或者错误的。致使T2依据脏数据所作的操做也是错误的。

---------思聪同窗中午去食堂吃饭，看到窗边的座位被如花同窗占有了，思聪认为这个座位已经被占有了，就转身去找其余的座位。不料，如花同窗起身离开了。事实是：如花并非吃饭，而是临时坐在那里等她的约会对象，只是临时小坐一会，并无真正“commit”。

二、不可重复读

在数据库访问中，一个事务范围内的两次相同的查询却返回了不一样的数据。

事务T1读取某一数据，事务T2读取并修改了该数据，T1为了对读取值进行验证而从新读取，却发现获得了不一样的结果。

---------思聪同窗中午去食堂吃饭，看到窗边的座位是空的，便屁颠屁颠的跑去打饭，回来后却发现这个座位被如花同窗抢去了。

三、幻读

幻读解决了不可重复读的问题，即在同一个事务范围内，两次相同的查询结果是相同的。可是能够新增表中的数据记录。

幻读是指事务T1对表中的数据进行修改，假设修改涉及了表中所有的数据行，同时第二个事务也修改这个表中的数据，这种修改是向表中插入一条新的数据。后面就会出现操做了T1事务的用户发现表中还有没有修改的数据行，仿佛出现了幻觉同样。

--------思聪同窗中午去食堂吃饭，看到窗边的座位是空的，便屁颠屁颠的跑去打饭，回来后窗边的座位仍是空的，便很高兴坐上去准备开始吃饭，这时候却发现如花同窗搬了一个小板凳坐在旁边狼吞虎咽，思聪顿时没有了胃口。

若是须要解决脏读、不可重复读、幻读等这些数据库读现象，就必须相应提升事务的隔离级别。可是数据库的隔离级别越高，对应的并发能力就越弱，性能也就相应的越差，因此咱们还需根据具体的应用场景去权衡。

3、事务隔离级别

一、未提交读

事务的最低隔离级别，在这种隔离级别下，一个事务能够读取另一个事务未提交的数据。

数据库锁实现原理：

事务T在读数据的时候并未对数据进行加锁，事务T在修改数据的时候对数据增长行级共享锁

T1在读取数据时，T2能够对相同数据进行读取、修改。由于T1没有进行任何锁操做；当T2对记录进行修改时，T1再次读取数据能够读取到T2修改后的数据。由于T2对数据进行修改只增长了行级共享锁，T1能够再增长共享读锁进行数据读取（尽管T2没有提交事务）

如上所述，这种隔离级别，会致使脏读现象

二、已提交读

在一个事务修改数据过程当中，若是事务没有进行提交，其余事务不能读取该数据

数据库锁实现原理：

事务T在读取数据时增长行级共享锁，读取一旦结束，当即释放；事务T在修改数据时增长行级排他锁，直到事务结束才释放。

T1在读取数据的过程当中，T2也能够对相同数据进行读取，可是不能进行修改（T1增长的是共享锁，T2也能够增长共享锁，可是不能增长排他锁）。T1读取结束后，会当即释放共享锁，这时T2能够增长排他锁，对数据进行修改，而此时T1既不能对数据进行读取也不能进行修改，直到T2事务结束。

如上所述，这种隔离级别，解决了脏读问题，可是不能解决不可重复读现象。

三、可重复读

事务T在数据读取时，必须增长行级共享锁，直到事务结束；事务T在修改数据过程当中，必须增长行级排他锁，直到数据结束。

数据库锁实现原理：

T1在读取数据的过程当中，T2也能够对相同数据进行读取，可是不能进行修改（T1增长的是共享锁，T2也能够增长共享锁，可是不能增长排他锁）。直到T1事务结束后，才会释放共享锁，这时T2才能够增长排他锁，对数据进行修改。

如上所述，这种隔离级别，解决了不可重复读现象，可是这种隔离级别解决不了幻读的问题：

T1进行查询，读取了10条记录，并对十条记录增长了行级锁，此时T2是没法对这10行数据进行修改操做的，可是因为没有表级锁，它能够增长一条知足T1查询条件的记录。随后T1在进行查询时，会发现虽然10条记录没有改变，可是忽然多了一条记录。

四、序列化

产生幻读是因为没有进行范围查询时没有增长范围锁。

 数据库锁实现原理：

 事务T在读取数据时，必须先增长表级共享锁，直到事务结束才释放；事务T在修改数据时，必须先增长表级排他锁，直到事务结束才释放。

T1在读取A表时，增长了表级共享锁，此时T2也能够读取A表，可是不能进行任何数据的修改，直到T1事务结束。随后T2能够增长对A表的表级排他锁，此时T1不能读取A表中的任何数据，更不能进行修改。

如上所述，可序列化解决了脏读、不可重复读、幻读等读现象，可是隔离级别愈来愈高的同时，在并发性上也就愈来愈低。

4、事务操做实践 

默认状况下，MYSQL是自动提交的，也就意味着平时咱们执行一条update语句时，MYSQL是自动帮咱们提交的，尽快咱们没有显示执行commit命令。可是这种只适用于单条SQL的执行。

若是咱们想要同时执行多条SQL，而且执行过程当中有SQL执行异常，须要回滚前面已经成功执行的SQL或者最终想回滚所有，则必须显示的使用事务。

一、开始一项事务：start tr ansaction或者begin；

二、提交事务：commit；

三、回滚事务：rollback；

四、事务提交以后的操做：chain；

五、事务回滚以后的操做：release；

六、修改当前链接的提交方式：set autocommit；若是设置了set autocommit=0，则设置以后全部的事务都须要显式的经过命令来进行提交或者回滚。

查询当前会话的事务隔离级别

查询当前系统的事务隔离级别

修改当前会话的事务隔离级别

 

提交读演示

客户端A 开启事务，并更新数据

 此时事务尚未提交，开启客户端B，并进行查询，此时的数据仍是未更新前的

 客户端A进行事务提交，而后客户端B查询，此时是最新的数据

 

 commit and chain的演示

若是在提交的时候使用commit and chain，那么在提交后当即开始一个新的事务

 A提交事务后，B再进行查询

 开启事务会隐式解锁

锁表期间，用start transaction 命令开始一个新事务，则会隐式的执行unlock tables

A对表进行写锁操做

此时B进行查询：因为被A锁表，因此查询被阻塞

A开启一个事务

因为A开启事务，隐式的释放了写锁，因此B的查询再也不被阻塞

 

 SAVEPOINT的使用

事务中能够经过定义SAVEPOINT，指定回滚事务的一个部分
A开启事务并insert一条记录，并设置savepoint

 B进行查询，查询到的是开启事务前的数据

 A又插入一条数据，而后回滚到savepoint

 

 B进行查询