http://www.jb51.net/article/100183.htm

接的隔离级别。它的语法如下：

1
SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}

注意：默认的行为（不带session和global）是为下一个（未开始）事务设置隔离级别。如果你使用GLOBAL关键字，语句在全局对从那点开始创建的所有新连接（除了不存在的连接）设置默认事务级别。你需要SUPER权限来做这个。使用SESSION 关键字为将来在当前连接上执行的事务设置默认事务级别。 任何客户端都能自由改变会话隔离级别（甚至在事务的中间），或者为下一个事务设置隔离级别。

你可以用下列语句查询全局和会话事务隔离级别：

1
2
3
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。

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
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)

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。

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
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)

③ 可重复读:

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
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)

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。

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
46
47
48
49
50
51
52
53
54
55
56
57
58
59
60
61
62
63
64
65
66
67
68
69
70
71
72
73
74
75
76
77
78
79
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   |
| +------+-------+

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。

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
45
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   |
| +------+-------+

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。

1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
12
13
14
15
16
17
18
19
20
21
22
23
24
25
26
27
28
29
30
31
32
33
34
35
36
37
38
39
40
41
42
43
44
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   |
| +----+-------+

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。

总结:

四个级别逐渐增强，每个级别解决一个问题。事务级别越高,性能越差,大多数环境read committed 可以用.记住4个隔离级别的特点(上面的例子);

MySQL 四种事务隔离级别详解及对比--转的更多相关文章

  1. MySQL四种事务隔离级别详解

    本文实验的测试环境:Windows 10+cmd+MySQL5.6.36+InnoDB 一.事务的基本要素(ACID) 1.原子性(Atomicity):事务开始后所有操作,要么全部做完,要么全部不做 ...

  2. mysql四种事务隔离级别

    mysql事务并发问题 ACID什么的就不啰嗦了.mysql多个事务并发的时候,可能会出现如下问题: 1. 更新丢失 即两个事务同时更新某一条数据,后执行的更新操作会覆盖先执行的更新操作,导致先执行的 ...

  3. Mysql 四种事务隔离级别

    一.前提 时过一年重新拾起博文记录,希望后面都能坚持下来. 接着之前MySql的学习,先记录下这篇. 以下都是基于mysql8 innodb存储引擎进行分析的. 二.事务的ACID特性 A(Atomi ...

  4. mysql锁及四种事务隔离级别笔记

    前言 数据库是一个共享资源,为了充分利用数据库资源,发挥数据 库共享资源的特点,应该允许多个用户并行地存取数据库.但这样就会产生多个用户程序并 发存取同一数据的情况,为了避免破坏一致性,所以必须提供并 ...

  5. Mysql 四种事务隔离介绍以及锁机制

    还有很多不太懂,这里收集几份大佬文章“飞机票”,待我整理好了,再好好写一篇文章吧. MySQL的四种事务隔离级别 https://www.cnblogs.com/huanongying/p/70215 ...

  6. MySQL事务隔离级别详解

    原文地址:http://xm-king.iteye.com/blog/770721 SQL标准定义了4类隔离级别,包括了一些具体规则,用来限定事务内外的哪些改变是可见的,哪些是不可见的.低级别的隔离级 ...

  7. mysql事务隔离级别详解和实战

    A事务做了操作 没有提交 对B事务来说 就等于没做 获取的都是之前的数据 但是 在A事务中查询的话 查到的都是操作之后的数据 没有提交的数据只有自己看得到,并没有update到数据库. 查看InnoD ...

  8. MYSQL事务隔离级别详解附加实验

    参考: https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/set-transaction.html http://xm-king.iteye.com/blog/77072 ...

  9. MySQL事务隔离级别详解(转)

    原文: http://xm-king.iteye.com/blog/770721 SQL标准对事务定义了4种隔离级别,包括了一些具体规则,用来限定事务内外的哪些改变是可见的,哪些是不可见的.低级别的隔 ...

随机推荐

  1. Delphi DBGrid实现多选

    DBGrid1.Options:= DBGrid1.Options+[dgMultiSelect];  //先设置DBGrid1的多选属性为True if DBGrid1.SelectedRows.C ...

  2. JSTL-格式标签库

    主页:http://www.cnblogs.com/EasonJim/p/6958992.html的分支页. 一.<fmt:formatNumber> <fmt:formatNumb ...

  3. 条款十七: 在operator=中检查给自己赋值的情况

    在赋值运算符中要特别注意可能出现别名的情况,其理由基于两点.其中之一是效率.如果可以在赋值运算符函数体的首部检测到是给自己赋值,就可以立即返回,从而可以节省大量的工作,否则必须去实现整个赋值操作. 另 ...

  4. Python标准库：内置函数tuple([iterable])

    本函数实现从可迭代对象生成一个元组对象返回.元组对象是一个不可改动的列表对象. 样例: #tuple() print(tuple([1, 2, 3])) print(tuple((1, 2, 3))) ...

  5. Linux学习系列之lvs+keepalived

    LVS简介 LVS介绍 LVS是Linux Virtual Server的缩写,意即Linux虚拟服务器,是一个虚拟的服务器集群系统,属于4层负载均衡 ipvs和ipvsadm的关系 我们使用配置LV ...

  6. 最简单 NDK 样例

    以下在 Ubuntu下 编译一个 c 语言 hello world 并在 android 手机或模拟器上执行 进入程序位置 cd  ~/pnp5/jni 有三个文件 main.c Android.mk ...

  7. nginx-1.5.10 之mips编译到RT5350

    编译nginx-1.5.10一般须要下面库的支持:pcre,zlib,openssl 此次编译nginx-1.5.10使用的库版本号分别为pcre-8.34:openssl-1.0.0l:zlib-1 ...

  8. 简单区分iphone和ipad的宏定义

    在公共头文件里作例如以下定义: #define IS_IPAD (UI_USER_INTERFACE_IDIOM() == UIUserInterfaceIdiomPad) 使用时: if( IS_I ...

  9. 怎样将DrawerLayout显示在ActionBar/Toolbar和status bar之间

    控制status bar utm_source=tuicool#toc_1" style="color:rgb(0,0,0); text-decoration:none; line ...

  10. [Codeforces 986E] Prince's Problem

    [题目链接] https://codeforces.com/contest/986/problem/E [算法] X到Y的路径积 , 可以转化为X到根的路径积乘Y到根的路径积 , 除以LCA到根的路径 ...