Mysql事务级别

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MySQL事务隔离级别 本文主要探讨MySQL事务隔离级别的使用，具体什么场景使用啥，实战验证出现的并发事务问题 阅读详情

原地址：http://www.cnblogs.com/zhoujinyi/p/3437475.html

你可以用下列语句查询全局和会话事务隔离级别：

SELECT @@global.tx_isolation;
SELECT @@session.tx_isolation;
SELECT @@tx_isolation;

—-以上手册中的理论知识;

隔离级别 脏读（Dirty Read） 不可重复读（NonRepeatable Read） 幻读（Phantom Read）

未提交读（Read uncommitted） 可能 可能 可能

已提交读（Read committed） 不可能 可能 可能

可重复读（Repeatable read） 不可能 不可能 可能

可串行化（Serializable ） 不可能 不可能 不可能

===========================================================================================

·未提交读(Read Uncommitted)：允许脏读，也就是可能读取到其他会话中未提交事务修改的数据

·提交读(Read Committed)：只能读取到已经提交的数据。Oracle等多数数据库默认都是该级别 (不重复读)

·可重复读(Repeated Read)：可重复读。在同一个事务内的查询都是事务开始时刻一致的，InnoDB默认级别。在SQL标准中，该隔离级别消除了不可重复读，但是还存在幻象读

·串行读(Serializable)：完全串行化的读，每次读都需要获得表级共享锁，读写相互都会阻塞

~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~~

用例子说明各个级别的情况：

① 脏读: 脏读就是指当一个事务正在访问数据，并且对数据进行了修改，而这种修改还没有提交到数据库中，这时，另外一个事务也访问这个数据，然后使用了这个数据。

复制代码
session 1:
mysql> select @@global.tx_isolation;
+———————–+
| @@global.tx_isolation |
+———————–+
| REPEATABLE-READ |
+———————–+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select @@session.tx_isolation;
+———————–+
| @@session.tx_isolation |
+———————–+
| REPEATABLE-READ |
+———————–+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(1);
Query OK, 1 row affected (0.05 sec)

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 |
+——+
1 row in set (0.00 sec)

session 2:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+————————+
| @@session.tx_isolation |
+————————+
| REPEATABLE-READ |
+————————+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select @@global.tx_isolation;
+———————–+
| @@global.tx_isolation |
+———————–+
| REPEATABLE-READ | ——–该隔离级别下(除了 read uncommitted)
+———————–+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
Empty set (0.00 sec) ——–不会出现脏读

mysql> set session transaction isolation level read uncommitted;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select @@session.tx_isolation;
+————————+
| @@session.tx_isolation |
+————————+
| READ-UNCOMMITTED | ——–该隔离级别下
+————————+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 | ——–REPEATABLE-READ级别出现脏读

+——+
1 row in set (0.00 sec)
复制代码
结论:session 2 在READ-UNCOMMITTED 下读取到session 1 中未提交事务修改的数据.

② 不可重复读:是指在一个事务内，多次读同一数据。在这个事务还没有结束时，另外一个事务也访问该同一数据。那么，在第一个事务中的两次读数据之间，由于第二个事务的修改，那么第一个事务两次读到的的数据可能是不一样的。这样就发生了在一个事务内两次读到的数据是不一样的，因此称为是不可重复读。

复制代码
session 1:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+————————+
| @@session.tx_isolation |
+————————+
| READ-COMMITTED |
+————————+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 |
+——+
1 row in set (0.00 sec)

session 2 :

mysql> select @@session.tx_isolation;
+————————+
| @@session.tx_isolation |
+————————+
| REPEATABLE-READ |
+————————+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 |
+——+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(2); /也可以更新数据
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 |
| 2 |
+——+
2 rows in set (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.02 sec)

session 2 提交后,查看session 1 的结果;

session 1:

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 | ——–和第一次的结果不一样,READ-COMMITTED 级别出现了不重复读
| 2 |
+——+
2 rows in set (0.00 sec)
复制代码
③ 可重复读:

复制代码
session 1:
mysql> select @@session.tx_isolation;
+————————+
| @@session.tx_isolation |
+————————+
| REPEATABLE-READ |
+————————+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 |
| 2 |
+——+
2 rows in set (0.00 sec)

session 2 :

mysql> select @@session.tx_isolation;
+————————+
| @@session.tx_isolation |
+————————+
| REPEATABLE-READ |
+————————+
1 row in set (0.00 sec)

mysql> start transaction;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into ttd values(3);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.03 sec)

session 2 提交后,查看session 1 的结果;

session 1:

mysql> select * from ttd;
+——+
| id |
+——+
| 1 | ——–和第一次的结果一样,REPEATABLE-READ级别出现了重复读
| 2 |
+——+
2 rows in set (0.00 sec)

(commit session 1 之后 再select * from ttd 可以看到session 2 插入的数据3)
复制代码
④ 幻读:第一个事务对一个表中的数据进行了修改，这种修改涉及到表中的全部数据行。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行新数据。那么，以后就会发生操作第一个事务的用户发现表中还有没有修改的数据行，就好象发生了幻觉一样。

复制代码
mysql>CREATE TABLE t_bitfly (
id bigint(20) NOT NULL default ‘0’,
value varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (id)
) ENGINE=InnoDB

mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+———————–+—————–+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation |
+———————–+—————–+
| REPEATABLE-READ | REPEATABLE-READ |
+———————–+—————–+

实验一：

t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (1, ‘a’);
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, ‘a’);
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry ‘1’ for key 1
v (shit, 刚刚明明告诉我没有这条记录的)

如此就出现了幻读，以为表里没有数据，其实数据已经存在了，傻乎乎的提交后，才发现数据冲突了。

实验二：

t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (2, ‘b’);
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
|
| UPDATE t_bitfly SET value=’z’;
| Rows matched: 2 Changed: 2 Warnings: 0
| (怎么多出来一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | z |
| | 2 | z |
| +——+——-+
复制代码
本事务中第一次读取出一行，做了一次更新后，另一个事务里提交的数据就出现了。也可以看做是一种幻读。
当隔离级别是可重复读，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，在搜索和扫描index的时候使用的next-key locks可以避免幻读。

再看一个实验，要注意，表t_bitfly里的id为主键字段。

复制代码
实验三：
t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly
| WHERE id<=1
| FOR UPDATE;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (2, ‘b’);
| Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (0, ‘0’);
| (waiting for lock …then timeout)
| ERROR 1205 (HY000):
| Lock wait timeout exceeded;
| try restarting transaction
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;

| +——+——-+
| | id | value |
| +——+——-+
| | 1 | a |
| +——+——-+
复制代码
可以看到，用id<=1加的锁，只锁住了id<=1的范围，可以成功添加id为2的记录，添加id为0的记录时就会等待锁的释放。

复制代码
实验四：一致性读和提交读
t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +—-+——-+
| | id | value |
| +—-+——-+
| | 1 | a |
| +—-+——-+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (2, ‘b’);
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +—-+——-+
| | id | value |
| +—-+——-+
| | 1 | a |
| +—-+——-+
|
| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
| +—-+——-+
| | id | value |
| +—-+——-+
| | 1 | a |
| | 2 | b |
| +—-+——-+
|
| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
| +—-+——-+
| | id | value |
| +—-+——-+
| | 1 | a |
| | 2 | b |
| +—-+——-+
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +—-+——-+
| | id | value |
| +—-+——-+
| | 1 | a |
| +—-+——-+
复制代码
如果使用普通的读，会得到一致性的结果，如果使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。

本身，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，如果保证了可重复读，就会看不到其他事务的提交，违背了提交读；如果保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。

可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以使用加锁读去查询最新的数据（提交读）。
MySQL InnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需要应用使用加锁读来保证。而这个加锁度使用到的机制就是next-key locks。

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MySql中的事务、MySql事务详解、MySql隔离级别 思考：我去银行给朋友汇款,我卡上有100元,朋友卡上50元,我给朋友转账50元,如果我的钱刚扣,而朋友的钱又没加时,网线断了, 怎么办（Transaction）是数据库管理系统（DBMS）中的一个核心概念，它确保了一系列数据库操作要么全部成功，要么全部失败，从而维护数据库的完整性和一致性。MySQL在5.5版本开始，就将InnoDB引擎作为默认存储引擎。由于Mysql中的事务是存储引擎实现，而且只有InnoDB支持事务。 阅读详情

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