MySql事務(wù)隔離級別是什么及作用

本文主要給大家簡單講講MySql事務(wù)隔離級別是什么及作用，相關(guān)專業(yè)術(shù)語大家可以上網(wǎng)查查或者找一些相關(guān)書籍補充一下，這里就不涉獵了，我們就直奔主題吧，希望MySql事務(wù)隔離級別是什么及作用這篇文章可以給大家?guī)硪恍嶋H幫助。

一、事務(wù)的四大特性（ACID）

了解事務(wù)隔離級別之前不得不了解的事務(wù)的四大特性。

1、原子性（Atomicity）

事務(wù)開始后所有操作，要么全部做完，要么全部不做。事務(wù)是一個不可分割的整體。事務(wù)在執(zhí)行過程中出錯，會回滾到事務(wù)開始之前的狀態(tài)，以此來保證事務(wù)的完整性。類似于原子在物理上的解釋：指化學(xué)反應(yīng)不可再分的基本微粒，原子在化學(xué)反應(yīng)中不可分割 。

2、一致性（Consistency）

事務(wù)在開始和結(jié)束后，能保證數(shù)據(jù)庫完整性約束的正確性即數(shù)據(jù)的完整性。比如經(jīng)典的轉(zhuǎn)賬案例，A向B轉(zhuǎn)賬，我們必須保證A扣了錢，B一定能收到錢。個人理解類似于物理上的能量守恒。

3、隔離性（Isolation）

事務(wù)之間的完全隔離。比如A向一張銀行卡轉(zhuǎn)賬，避免在同一時間過多的操作導(dǎo)致賬戶金額的缺損，所以在A轉(zhuǎn)入結(jié)束之前是不允許其他針對此卡的操作的。

4、持久性（Durability）

事務(wù)的對數(shù)據(jù)的影響是永久性的。通俗的解釋為事務(wù)完成后，對數(shù)據(jù)的操作都要進行落盤（持久化）。事務(wù)一旦完成就是不可逆的，在數(shù)據(jù)庫的操作上表現(xiàn)為事務(wù)一旦完成就是無法回滾的。

二、事務(wù)并發(fā)問題

在互聯(lián)網(wǎng)的大潮中，程序存在的價值早已不是在傳統(tǒng)行業(yè)中為了幫人們解決一些復(fù)雜的業(yè)務(wù)邏輯。用戶體驗至上的互聯(lián)網(wǎng)時代，代碼就像西二旗地鐵站碼農(nóng)的腳步一樣，速度、速度、還是速度。當(dāng)然也不能坐錯了方向，本來想去西直門最后到了東直門（暫且理解為正確性吧）。相對于傳統(tǒng)行業(yè)復(fù)雜的業(yè)務(wù)邏輯，互聯(lián)網(wǎng)更注重并發(fā)帶給程序的速度與激情。當(dāng)然超速也是有代價的。在并發(fā)事務(wù)中，一不小心可憐的碼農(nóng)就要跑路了。

1、臟讀

又稱無效數(shù)據(jù)讀出。一個事務(wù)讀取另外一個事務(wù)還沒有提交的數(shù)據(jù)叫臟讀。

例如：事務(wù)T1修改了一行數(shù)據(jù)，但是還沒有提交，這時候事務(wù)T2讀取了被事務(wù)T1修改后的數(shù)據(jù)，之后事務(wù)T1因為某種原因Rollback了，那么事務(wù)T2讀取的就是臟數(shù)據(jù)。

2、不可重復(fù)讀

同一個事務(wù)中，多次讀出的同一數(shù)據(jù)是不一致的。

例如：事務(wù)T1讀取某一數(shù)據(jù)，事務(wù)T2讀取并修改了該數(shù)據(jù)，T1為了對讀取值進行檢驗而再次讀取該數(shù)據(jù)，便得到了不同的結(jié)果。

3、幻讀

不好表述直接上例子吧：

在倉庫管理中，管理員要給剛到的一批商品進入庫管理，當(dāng)然入庫之前肯定是要查一下之前有沒有入庫記錄，確保正確性。管理員A確保庫中不存在該商品之后給該商品進行入庫操作，假如這時管理員B因為手快將已將該商品進行了入庫操作。這時管理員A發(fā)現(xiàn)該商品已經(jīng)在庫中。就像剛剛發(fā)生了幻讀一樣，本來不存在的東西，突然之間他就有了。

注：三種問題看似不太好理解，臟讀側(cè)重的是數(shù)據(jù)的正確性。不可重復(fù)度側(cè)重的于對數(shù)據(jù)的修改，幻讀側(cè)重于數(shù)據(jù)的新增和刪除。

三、MySql四種事務(wù)隔離級別

上一章節(jié)了解了高并發(fā)下對事務(wù)的影響。事務(wù)的四種隔離級別就是對以上三種問題的解決方案。

四、sql演示四種隔離級別

mysql版本：5.6

存儲引擎：InnoDB

工具：navicat

建表語句：

CREATE TABLE `tb_bank` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `name` varchar(16) COLLATE utf8_bin DEFAULT NULL,
  `account` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;
INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (1, '小明', 1000);

1、通過sql演示------read-uncommitted的臟讀

（2）read-uncommit導(dǎo)致的臟讀

所謂臟讀就是說，兩個事務(wù)，其中一個事務(wù)能讀取到另一個事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)。
場景：session1要轉(zhuǎn)出200元，session2轉(zhuǎn)入100元?；鶖?shù)為1000。順利完成正確的結(jié)果應(yīng)該是900元。但是我們假設(shè)session2轉(zhuǎn)入因為某種原因事務(wù)回滾。這時正確的結(jié)果應(yīng)該是800元。

演示步驟：
① 新建兩個session（會話，在navicat中表現(xiàn)為兩個查詢窗口，在mysql命令行中也是兩個窗口），分別執(zhí)行

 select @@tx_isolation;//查詢當(dāng)前事務(wù)隔離級別
 set session transaction isolation level read uncommitted;//將事務(wù)隔離級別設(shè)置為 讀未提交

② 兩個session都開啟事務(wù)

 start transaction;//開啟事務(wù)

③ session1和session2：證明兩個操作執(zhí)行前賬戶余額為1000

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果為1000

④ session2：此時假設(shè)session2的更新先執(zhí)行。

update tb_bank set account = account + 100 where id=1;

⑤ session1：在session2 commit之前session1開始執(zhí)行。

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果：1100

⑥ session2：因為某種原因，轉(zhuǎn)入失敗，事務(wù)回滾。

 rollback;//事務(wù)回滾
 commit;//提交事務(wù)

⑦  這時session1開始轉(zhuǎn)出，并且session1覺得⑤中查詢結(jié)果1100就是正確的數(shù)據(jù)。

 update tb_bank set account=1100-200 where id=1;
 commit;

⑧ session1 和 session2查詢結(jié)果

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果：900

這時我們發(fā)現(xiàn)因為session1的臟讀造成了最終數(shù)據(jù)不一致。正確的結(jié)果應(yīng)該為800；
到此我們怎么避免臟讀呢，將事務(wù)的隔離性增加一個級別到read-commit

（2）read-commit解決臟讀

重置數(shù)據(jù)，使數(shù)據(jù)恢復(fù)到account=1000

① 新建兩個session，分別設(shè)置

 set session transaction isolation level read committed;//將隔離級別設(shè)置為 不可重復(fù)讀

重復(fù)執(zhí)行（1）中的②③④步

⑤ session1執(zhí)行查詢

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果為1000，這說明 不可重復(fù)讀 隔離級別有效的隔離了兩個會話的事務(wù)。

這時我們發(fā)現(xiàn)，將事務(wù)的隔離升級為read-committed;后有效的隔離了兩個事務(wù)，使得session1中的事務(wù)無法查詢到session2中事務(wù)對數(shù)據(jù)的改動。有效的避免了臟讀。

2、通過sql演示-----read-committed的不可重復(fù)讀

（1）read-commit的不可重復(fù)讀

重置數(shù)據(jù)，使數(shù)據(jù)恢復(fù)到account=1000

所謂的不可重復(fù)讀就是說，一個事務(wù)不能讀取到另一個未提交的事務(wù)的數(shù)據(jù)，但是可以讀取到提交后的數(shù)據(jù)。這個時候就造成了兩次讀取的結(jié)果不一致了。所以說是不可重復(fù)讀。
READ COMMITTED 隔離級別下，每次讀取都會重新生成一個快照，所以每次快照都是最新的，也因此事務(wù)中每次SELECT也可以看到其它已commit事務(wù)所作的更改
場景：session1進行賬戶的查詢，session2進行賬戶的轉(zhuǎn)入100。
session1開啟事務(wù)準(zhǔn)備對賬戶進行查詢?nèi)缓蟾?，這時session2也對該賬戶開啟了事務(wù)進行更新。正確的結(jié)果應(yīng)該是在session1開啟事務(wù)以后查詢讀到的結(jié)果應(yīng)該是一樣的。

① 新建兩個session，分別設(shè)置

 set session transaction isolation level read committed;

② session1和session2分別開啟事務(wù)

 start transaction;

③ session1第一次查詢：

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果：1000

④ session2進行更新：

 update tb_bank set account = account+100 where id=1;
 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果：1100

⑤ session1第二次查詢：

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果：1100。和③中查詢結(jié)果對比，session1兩次查詢結(jié)果不一致。

查看查詢結(jié)果可知，session1在開啟事務(wù)期間發(fā)生重復(fù)讀結(jié)果不一致，所以可以看到read commit事務(wù)隔離級別是不可重復(fù)讀的。顯然這種結(jié)果不是我們想要的。

（2）repeatable-read可重復(fù)讀

重置數(shù)據(jù)，使數(shù)據(jù)恢復(fù)到account=1000

① 新建兩個session，分別設(shè)置

 set session transaction isolation level repeatable read;

重復(fù)（1）中的②③④
⑤ session1第二次查詢：

 select * from tb_bank where id=1;//查詢結(jié)果為：1000

從結(jié)果可知，repeatable-read的隔離級別下，多次讀取結(jié)果是不受其他事務(wù)影響的。是可重復(fù)讀的。到這里產(chǎn)生了一個疑問，那session1在讀到的結(jié)果中依然是session2更新前的結(jié)果，那session1中繼續(xù)轉(zhuǎn)入100能得到正確的1200的結(jié)果嗎？
繼續(xù)操作：
⑥ session1轉(zhuǎn)入100：

update tb_bank set account=account+100 where id=1;

到這里感覺自己被騙了，鎖，鎖，鎖。session1的更新語句被阻塞了。只有session2中的update語句commit之后，session1中才能繼續(xù)執(zhí)行。session的執(zhí)行結(jié)果是1200，這時發(fā)現(xiàn)session1并不是用1000+100計算的，因為可重復(fù)讀的隔離級別下使用了MVCC機制，select操作不會更新版本號，是快照讀（歷史版本）。insert、update和delete會更新版本號，是當(dāng)前讀（當(dāng)前版本）。

3、通過sql演示-----repeatable-read的幻讀

在業(yè)務(wù)邏輯中，通常我們先獲取數(shù)據(jù)庫中的數(shù)據(jù)，然后在業(yè)務(wù)中判斷該條件是否符合自己的業(yè)務(wù)邏輯，如果是的話，那么就可以插入一部分?jǐn)?shù)據(jù)。但是mysql的快照讀可能在這個過程中會產(chǎn)生意想不到的結(jié)果。
場景模擬：
session1開啟事務(wù)，先查詢有沒有小張的賬戶信息，沒有的話就插入一條。這是session2也執(zhí)行和session1同樣的操作。

準(zhǔn)備工作：插入兩條數(shù)據(jù)

 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (2, '小紅', 800);
 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (3, '小磊', 6000);

（1）repeatable-read的幻讀

① 新建兩個session都執(zhí)行

 set session transaction isolation level repeatable read;
 start transaction;
 select * from tb_bank;//查詢結(jié)果：（這一步很重要，直接決定了快照生成的時間）

結(jié)果都是：

② session2插入數(shù)據(jù)

 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (4, '小張', 8000);
 select * from tb_bank;

結(jié)果數(shù)據(jù)插入成功。此時session2提交事務(wù)

 commit;

③ session1進行插入
插入之前我們先看一下當(dāng)前session1是否有id=4的數(shù)據(jù)

 select * from tb_bank;

結(jié)果session1中沒有該條記錄，這時按照我們通常的業(yè)務(wù)邏輯，此時應(yīng)該是能成功插入id=4的數(shù)據(jù)。繼續(xù)執(zhí)行：

 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (4, '小張', 8000);

結(jié)果插入失敗，提示該條已經(jīng)存在，但是我們查詢里面并沒有這一條數(shù)據(jù)啊。為什么會插入失敗呢？

因為①中的select語句生成了快照，之后的讀操作（未加讀鎖）都是進行的快照讀，即在當(dāng)前事務(wù)結(jié)束前，所有的讀操作的結(jié)果都是第一次快照讀產(chǎn)生的快照版本。疑問又來了，為什么②步驟中的select語句讀到的不是快照版本呢？因為update語句會更新當(dāng)前事務(wù)的快照版本。具體參閱第五章節(jié)。

（2）repeatable-read利用當(dāng)前讀解決幻讀

重復(fù)（1）中的①②
③ session1進行插入
插入之前我們先看一下當(dāng)前session1是否有id=4的數(shù)據(jù)

select * from tb_bank;

結(jié)果session1中沒有該條記錄，這時按照我們通常的業(yè)務(wù)邏輯，此時應(yīng)該是能成功插入id=4的數(shù)據(jù)。

 select * from tb_bank lock in share mode;//采用當(dāng)前讀

結(jié)果：發(fā)現(xiàn)當(dāng)前結(jié)果中已經(jīng)有小張的賬戶信息了，按照業(yè)務(wù)邏輯，我們就不在繼續(xù)執(zhí)行插入操作了。
這時我們發(fā)現(xiàn)用當(dāng)前讀避免了repeatable-read隔離級別下的幻讀現(xiàn)象。

4、serializable隔離級別

在此級別下我們就不再做serializable的避免幻讀的sql演示了，畢竟是給整張表都加鎖的。

五、當(dāng)前讀和快照讀

本想把當(dāng)前讀和快照讀單開一片博客，但是為了把幻讀總結(jié)明白，暫且在本章節(jié)先簡單解釋下快照讀和當(dāng)前讀。后期再追加一篇MVCC，next-key的博客吧。。。

1、快照讀：即一致非鎖定讀。

① InnoDB存儲引擎下，查詢語句默認(rèn)執(zhí)行快照讀。

② RR隔離級別下一個事務(wù)中的第一次讀操作會產(chǎn)生數(shù)據(jù)的快照。

③ update，insert，delete操作會更新快照。

四種事務(wù)隔離級別下的快照讀區(qū)別：

① read-uncommitted和read-committed級別：每次讀都會產(chǎn)生一個新的快照，每次讀取的都是最新的，因此RC級別下select結(jié)果能看到其他事務(wù)對當(dāng)前數(shù)據(jù)的修改，RU級別甚至能讀取到其他未提交事務(wù)的數(shù)據(jù)。也因此這兩個級別下數(shù)據(jù)是不可重復(fù)讀的。

② repeatable-read級別：基于MVCC的并發(fā)控制，并發(fā)性能極高。第一次讀會產(chǎn)生讀數(shù)據(jù)快照，之后在當(dāng)前事務(wù)中未發(fā)生快照更新的情況下，讀操作都會和第一次讀結(jié)果保持一致?？煺债a(chǎn)生于事務(wù)中，不同事務(wù)中的快照是完全隔離的。

③ serializable級別：從MVCC并發(fā)控制退化為基于鎖的并發(fā)控制。不區(qū)別快照讀與當(dāng)前讀，所有的讀操作均為當(dāng)前讀，讀加讀鎖 (S鎖)，寫加寫鎖 (X鎖)。Serializable隔離級別下，讀寫沖突，因此并發(fā)度急劇下降。（鎖表，不建議使用）

2、當(dāng)前讀：即一致鎖定讀。

如何產(chǎn)生當(dāng)前讀

① select ... lock in share mode

② select ... for update

③ update，insert，delete操作都是當(dāng)前讀。

讀取之后，還需要保證當(dāng)前記錄不能被其他并發(fā)事務(wù)修改，需要對當(dāng)前記錄加鎖。①中對讀取記錄加S鎖 (共享鎖)，②③X鎖 (排它鎖)。

3、疑問總結(jié)

① update，insert，delete操作為什么都是當(dāng)前讀？

簡單來說，不執(zhí)行當(dāng)前讀，數(shù)據(jù)的完整性約束就有可能遭到破壞。尤其在高并發(fā)的環(huán)境下。

分析update語句的執(zhí)行步驟：update table set ... where ...;

InnoDB引擎首先進行where的查詢，查詢到的結(jié)果集從第一條開始執(zhí)行當(dāng)前讀，然后執(zhí)行update操作，然后當(dāng)前讀第二條數(shù)據(jù)，執(zhí)行update操作......所以每次執(zhí)行update都伴隨著當(dāng)前讀。delete也是一樣，畢竟要先查到該數(shù)據(jù)才能刪除。insert有點不同，insert操作執(zhí)行前需要執(zhí)行唯一鍵的檢查?！鞠嚓P(guān)推薦：MySQL教程】

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