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Mysql事务隔离级别及一些命令

 

首先一些命令 set autocommit=0;  start transactioninsert into****  commit/rollback ;

设置 当前隔离级别:

SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

Session是当前会话窗口,global全局例如:

set session trancation isolation level read uncommitted

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;

 

 

 

 

 

 

四个隔离级别:

隔离级别

脏读

不可重复读

幻读

未提交读

Read uncommitted

不能避免

不能避免

不能避免

已提交读

Read committed

可以避免

不能避免

不能避免

可重复读Repeatable read 

可以避免

可以避免

不能避免

可串行化Serializable   

可以避免

可以避免

可以避免

现在解释下脏读、不可重复读、幻读

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。简单说就是一个事务读取了另外一个没有提交的事务的操作结果

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。简单说就是事务A对同一数据查询两次,由于这两次间隔间有事务B提交(对数据做了修改)所以事务A的两次查询结果不一致

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。

 

不可重复读和幻读的区别

 从总的结果来看,似乎两者都表现为两次读取的结果不一致.但如果你从控制的角度来看,两者的区别就比较大
对于前者,只需要锁住满足条件的记录
对于后者,要锁住满足条件及其相近的记录

避免不可重复读需要锁行就行
避免幻影读则需要锁表 
很多人容易搞混不可重复读和幻读,确实这两者有些相似。但不可重复读重点在于update和delete,而幻读的重点在于insert。

如果使用锁机制来实现这两种隔离级别,在可重复读中,该sql第一次读取到数据后,就将这些数据加锁,其它事务无法修改这些数据,就可以实现可重复 读了。但这种方法却无法锁住insert的数据,所以当事务A先前读取了数据,或者修改了全部数据,事务B还是可以insert数据提交,这时事务A就会 发现莫名其妙多了一条之前没有的数据,这就是幻读,不能通过行锁来避免。需要Serializable隔离级别 ,读用读锁,写用写锁,读锁和写锁互斥,这么做可以有效的避免幻读、不可重复读、脏读等问题,但会极大的降低数据库的并发能力。

所以说不可重复读和幻读最大的区别,就在于如何通过锁机制来解决他们产生的问题。

上文说的,是使用悲观锁机制来处理这两种问题,但是MySQL、ORACLE、PostgreSQL等成熟的数据库,出于性能考虑,都是使用了以乐观锁为理论基础的MVCC(多版本并发控制)来避免这两种问题。

####悲观锁和乐观锁####

悲观锁

正如其名,它指的是对数据被外界(包括本系统当前的其他事务,以及来自外部系统的事务处理)修改持保守态度,因此,在整个数据处理过程中,将数据处 于锁定状态。悲观锁的实现,往往依靠数据库提供的锁机制(也只有数据库层提供的锁机制才能真正保证数据访问的排他性,否则,即使在本系统中实现了加锁机 制,也无法保证外部系统不会修改数据)。

在悲观锁的情况下,为了保证事务的隔离性,就需要一致性锁定读。读取数据时给加锁,其它事务无法修改这些数据。修改删除数据时也要加锁,其它事务无法读取这些数据。

乐观锁

相对悲观锁而言,乐观锁机制采取了更加宽松的加锁机制。悲观锁大多数情况下依靠数据库的锁机制实现,以保证操作最大程度的独占性。但随之而来的就是数据库性能的大量开销,特别是对长事务而言,这样的开销往往无法承受。

而乐观锁机制在一定程度上解决了这个问题。乐观锁,大多是基于数据版本( Version )记录机制实现。何谓数据版本?即为数据增加一个版本标识,在基于数据库表的版本解决方案中,一般是通过为数据库表增加一个 “version” 字段来实现。读取出数据时,将此版本号一同读出,之后更新时,对此版本号加一。此时,将提交数据的版本数据与数据库表对应记录的当前版本信息进行比对,如 果提交的数据版本号大于数据库表当前版本号,则予以更新,否则认为是过期数据。

要说明的是,MVCC的实现没有固定的规范,每个数据库都会有不同的实现方式,这里讨论的是InnoDB的MVCC。

 

https://www.cnblogs.com/zhoujinyi/p/3437475.html

https://www.cnblogs.com/itcomputer/articles/5133254.html

 

 

要记住mysql有一个autocommit参数,默认是on,他的作用是每一条单独的查询都是一个事务,并且自动开始,自动提交(执行完以后就自动结束了,如果你要适用select for update,而不手动调用 start transaction,这个for update的行锁机制等于没用,因为行锁在自动提交后就释放了),所以事务隔离级别和锁机制即使你不显式调用start transaction,这种机制在单独的一条查询语句中也是适用的,分析锁的运作的时候一定要注意这一点

四个隔离级别内部实现:

说白了就是通过锁来实现的,这里有悲观锁和乐观锁(参照java的锁,CAS乐观锁,Synchronized悲观锁)

锁的种类:

共享锁:由读表操作加上的锁,加锁后其他用户只能获取该表或行的共享锁,不能获取排它锁,也就是说只能读不能写

排它锁:由写表操作加上的锁,加锁后其他用户不能获取该表或行的任何锁,典型是mysql事务中

锁的范围:

行锁对某行记录加上锁

表锁: 对整个表加上锁

这样组合起来就有,行级共享锁,表级共享锁,行级排他锁,表级排他锁

通过加锁的种类不同,以及加锁的位置不同(行或表)实现四个隔离级别

READ-UNCOMMITTED隔离级别,当两个事务同时进行时,即使事务没有提交,所做的修改也会对事务内的查询做出影响,这种级别显然很不安全。但是在表对某行进行修改时,会对该行加上行共享锁

READ-COMMITTED事务隔离级别,只有在事务提交后,才会对另一个事务产生影响,并且在对表进行修改时,会对表数据行加上行共享锁

EPEATABLE-READ事务隔离级别,当两个事务同时进行时,其中一个事务修改数据对另一个事务不会造成影响,即使修改的事务已经提交也不会对另一个事务造成影响。

在事务中对某条记录修改,会对记录加上行共享锁,直到事务结束才会释放。

SERIALIZABLE事务隔离级别最严厉,在进行查询时就会对表或行加上共享锁,其他事务对该表将只能进行读操作,而不能进行写操作。

http://blog.csdn.net/jiangwei0910410003/article/details/24960785