mysql数据库事务及隔离级别详解

今天我们分享 mysql数据库事务及隔离级别：

一、事务特性：

首先，事务应该具有 4 个属性：原子性、一致性、隔离性、持久性。这四个属性通常称为 ACID 特性。

原子性（atomicity）：undo log（MVCC）

一致性（consistency）：最核心和最本质的要求

隔离性（isolation）：锁，mvcc（多版本并发控制）

持久性（durability）：redo log    

二、隔离性（isolation）详解：

1、隔离级别：

一个事务的执行不能被其他事务干扰。即一个事务内部的操作及使用的数据对并发的其他事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。（对数据库的并行执行，应该像串行执行一样）

未提交读（READ UNCOMMITED）脏读

已提交读 （READ COMMITED）不可重复读

可重复读（REPEATABLE READ）

可串行化（SERIALIZABLE）

数据库的事务隔离级别有四种，分别是读未提交、读已提交、可重复读、序列化，不同的隔离级别下会产生脏读、幻读、不可重复读等相关问题，因此在选择隔离级别的时候要根据应用场景来决定，使用合适的隔离级别。各种隔离级别和数据库异常情况对应情况如下：

mysql 默认的事务隔离级别为： 可重复读（REPEATABLE READ）

show variables like '%tx_isolation%';

2、SQL 标准定义了四个隔离级别：

- READ-UNCOMMITTED(读取未提交)： 事务的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务能够读取未提交的数据，这种情况称为脏读。

- READ-COMMITTED(读取已提交)： 事务读取已提交的数据，大多数数据库的默认隔离级别。当一个事务在执行过程中，数据被另外一个事务修改，造成本次事务前后读取的信息不一  样，这种情况称为不可重复读。

- REPEATABLE-READ(可重复读)： 这个级别是MySQL的默认隔离级别，它解决了脏读的问题，同时也保证了同一个事务多次读取同样的记录是一致的，但这个级别还是会出现幻读的    情况。幻读是指当一个事务A读取某一个范围的数据时，另一个事务B在这个范围插入行，A事务再次读取这个范围的数据时，会产生幻读。

- SERIALIZABLE(可串行化)： 最高的隔离级别，完全服从ACID的隔离级别。所有的事务依次逐个执行，这样事务之间就完全不可能产生干扰，也就是说，该级别可以防止脏读、不可重  复读以及幻读。

事务隔离机制的实现基于锁机制和并发调度。其中并发调度使用的是MVVC（多版本并发控制），通过保存修改的旧版本信息来支持并发一致性读和回滚等特性。因为隔离级别越低，事务请求的锁越少，所以大部分数据库系统的隔离级别都是READ-COMMITTED(读取提交内容):，但是你要知道的是InnoDB 存储引擎默认使用 **REPEATABLE-READ（可重读）**并不会有任何性能损失。

三、事务并发问题

脏读：事务 A 读取了事务 B 更新的数据，然后 B 回滚操作，那么 A 读取到的数据是脏数据。

不可重复读：事务 A 多次读取同一数据，事务 B 在事务 A 多次读取的过程中，对数据作了更新并提交，导致事务 A 多次读取同一数据时，结果 不一致。

幻读：系统管理员 A 将数据库中所有学生的成绩从具体分数改为 ABCDE 等级，但是系统管理员 B 就在这个时候插入了一条具体分数的记录，当系统管理员 A 改结束后发现

还有一条记录没有改过来，就好像发生了幻觉一样，这就叫幻读。(事务A按照一定条件进行数据读取，期间事务B插入了相同搜索条件的新数据，事务A再次按照原先条件进行修改数据，发现修改了事物B刚才提交的数据，而且再次读取时，发现了事务B新插入的数据称之为幻读。)

不可重复读的和幻读很容易混淆，不可重复读侧重于修改，幻读侧重于新增或删除。解决不可重复读的问题只需锁住满足条件就行，解决幻读需要锁表（当前读和快照读共同参与时才可能发生幻读）。

1、未提交读（ READ UNCOMMITED ）脏读

show variables like '%tx_isolation%';

set SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL read UNCOMMITTED;//设置隔离属性

1）一个 session 中

start TRANSACTION

update account set balance = balance -50 where id = 1

2）另外一个 session 中查询

select * from account

3）回到第一个 session 中 回滚事务

ROLLBACK

4）在第二个 session 中

select * from account

在另外一个 session 中读取到了未提交的数据，这部分的数据为脏数据。

5）表格实现：

 6）流程总结

读未提交：
     A 开启一个事务
     B开启一个事务
     B事务DML一条数据
     A事务可以查到最新数据
     B提交事务
     A事务依然查到最新的数据
     
    总结，A、B开启事务，不分开启先后顺序，其中一个进行DML操作（还没进行提交操作），另外一个事务就可以看到最新数据（此现象就是传说中的脏读）！

2、已提交读 （ READ COMMITED ）不可重复读

show variables like '%tx_isolation%';

set SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL read committed;//设置隔离属性

1）一个 session 中

start TRANSACTION

update account set balance = balance -50 where id = 1

2）另外一个 session 中查询 ( 数据并没改变 )

select * from account where id = 1

3）回到第一个 session 中 回滚事务

commit

在第二个 session 中

select * from account where id = 1 (数据已经改变 )

详情参考

3、可重复读（ REPEATABLE READ ）

  1）  多种查询数据库的隔离级别

 show variables like '%tx_isolation%';

 show variables like 'tx_isolation';
 show variables like 'transaction_isolation';
 SELECT @@tx_isolation;
 SELECT @@transaction_isolation;

 2）如果不是可重复读隔离级别，可以修改隔离级别：

set SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL repeatable read;

3）A session 中，一个数据库窗口即一个数据库事务中

第一种情况：

start TRANSACTION;
update account set balance = balance -50 where id = 1;

另外一个B session 中查询 (数据并没改变)

select * from account where id = 1

回到第A session 中 提交事务

COMMIT

在B session 中

select * from account where id = 1

数据已经改变。

第二种情况：演示简略

start TRANSACTION

update account set balance = balance -50 where id = 1

另外一个B  session 中查询 ( 数据并没改变 )

select * from account where id = 1

回到第A  session 中 回滚事务

ROLLBACK

在B  session 中

select * from account where id = 1(数据没有改变 )

4、可串行化（ SERIALIZABLE ）

show variables like '%tx_isolation%';

set SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL serializable;

1) 开启一个事务

begin

select * from account 发现 3 条记录

2) 开启另外一个事务

begin

select * from account 发现 3 条记录 也是 3 条记录

insert into account VALUES(4,'deer',500) 发现根本就不让插入

3)  回到第一个事务 commit

4)表格整理：

5）流程总结：

可串行化：
     A 开启一个事务
     B开启一个事务
     B执行DML操作，阻塞
     A执行DML操作，操作成功
     A提交或者回滚
     B进行DML操作，可以成功
     
    总结，依次进行，谁先开启事务，谁先进行DML操作，然后提交后，其他事务才可以进行DML操作！ 

5、间隙锁（ gap 锁）

其实在 mysql 中，可重复读加锁后就解决了幻读问题（借助的就是间隙锁）

实验 1 ：

select @@tx_isolation;

create table t_lock_1 (a int primary key);

insert into t_lock_1 values(10),(11),(13),(20),(40);

begin

select * from t_lock_1 where a <= 13 for update;

在另外一个会话中

insert into t_lock_1 values(21) 成功

insert into t_lock_1 values(19) 阻塞

在 RR   隔离级别中者个会扫描到当前值（ 13 ）的下一个值（ 20 ） , 并把这些数据全部加锁。

实验： 2：

create table t_lock_2 (a int primary key,b int, key (b));

insert into t_lock_2 values(1,1),(3,1),(5,3),(8,6),(10,8);

会话 1

BEGIN

select * from t_lock_2 where b=3 for update;

1 3 5 8 10

1 1 3 6 8

会话 2

select * from t_lock_2 where a = 5 lock in share mode; -- 不可执行，因为 a=5 上有一把记录锁

insert into t_lock_2 values(4, 2); -- 不可以执行，因为 b=2 在 (1, 3] 内

insert into t_lock_2 values(6, 5); -- 不可以执行，因为 b=5 在 (3, 6) 内

insert into t_lock_2 values(2, 0); -- 可以执行， (2, 0) 均不在锁住的范围内

insert into t_lock_2 values(6, 7); -- 可以执行， (6, 7) 均不在锁住的范围内

insert into t_lock_2 values(9, 6); -- 可以执行

insert into t_lock_2 values(7, 6); -- 不可以执行

二级索引锁住的范围是 (1, 3], （ 3 ， 6 ），主键索引只锁住了 a=5 的这条记录 [5]