mysql的隔离级别和锁的关系

√: 可能出现    ×: 不会出现

注意：我们讨论隔离级别的场景，主要是在多个事务并发的情况下。因此，接下来的解说都环绕事务并发。

Read uncommitted 读未提交

READ UNCOMMITTED是限制性最弱的隔离级别。由于该级别忽略其它事务放置的锁。使用READ UNCOMMITTED级别运行的事务，能够读取尚未由其它事务提交的改动后的数据值，这些行为称为“脏”读。我们所说的脏读，两个并发的事务，“事务A：领导给singo发工资”、“事务B：singo查询工资账户”，事务B读取了事务A尚未提交的数据。比方，事务1改动一行，事务2在事务1提交之前读取了这一行。

假设事务1回滚，事务2就读取了一行没有提交的数据。这种数据我们觉得是不存在的。

Read committed 读提交

大多数数据库的默认级别就是Read committed。比方Sql Server , Oracle。怎样解决不可反复读这一问题。请看下一个隔离级别。

 不可重复读的重点是修改： 

Repeatable read 反复读

该级别包含READ COMMITTED，而且另外指定了在当前事务提交之前。其它不论什么事务均不能够改动或删除当前事务已读取的数据（可以插入）。并发性低于 READ COMMITTED。由于已读数据的共享锁在整个事务期间持有，而不是在每一个语句结束时释放。

这个隔离级别仅仅是说，不可以改动和删除，可是并没有强制不能插入新的满足条件查询的数据行。

此可以得出结论：REPEATABLE READ隔离级别保证了在同样的查询条件下，同一个事务中的两个查询。第二次读取的内容肯定包换第一次读到的内容。注：Mysql的默认隔离级别就是Repeatable read。

 幻读的重点在于新增或者删除： 

反复读与幻读

反复读是为了保证在一个事务中，相同查询条件下读取的数据值不发生改变，可是不能保证下次相同条件查询。结果记录数不会添加。

幻读就是为了解决问题而存在的，他将这个查询范围都加锁了。所以就不能再往这个范围内插入数据。这就是SERIALIZABLE 隔离级别做的事情。

Serializable 序列化

三、锁

一次封锁or两段锁？
由于有大量的并发訪问，为了预防死锁。一般应用中推荐使用一次封锁法。就是在方法的開始阶段。已经预先知道会用到哪些数据，然后所有锁住，在方法执行之后，再所有解锁。

这样的方式能够有效的避免循环死锁，但在数据库中却不适用，由于在事务開始阶段，数据库并不知道会用到哪些数据。
数据库遵循的是两段锁协议，将事务分成两个阶段，加锁阶段和解锁阶段（所以叫两段锁）

加锁阶段：在该阶段能够进行加锁操作。在对不论什么数据进行读操作之前要申请并获得S锁（共享锁，其他事务能够继续加共享锁，但不能加排它锁），在进行写操作之前要申请并获得X锁（排它锁，其他事务不能再获得不论什么锁）。加锁不成功，则事务进入等待状态，直到加锁成功才继续运行。
解锁阶段：当事务释放了一个封锁以后，事务进入解锁阶段。在该阶段仅仅能进行解锁操作不能再进行加锁操作。

事务                       加锁/解锁处理
begin。 
insert into test ..... 加insert相应的锁
update test set... 加update相应的锁
delete from test .... 加delete相应的锁
commit; 事务提交时，同一时候释放insert、update、delete相应的锁
这样的方式尽管无法避免死锁。可是两段锁协议能够保证事务的并发调度是串行化（串行化非常重要，尤其是在数据恢复和备份的时候）的。

不可反复读和幻读的差别
非常多人easy搞混不可反复读和幻读，确实这两者有些相似。

但不可反复读重点在于update和delete。而幻读的重点在于insert。

假设使用锁机制来实现这两种隔离级别。在可反复读中，该sql第一次读取到数据后。就将这些数据加锁，其他事务无法改动这些数据。就能够实现可反复读了。但这样的方法却无法锁住insert的数据。所以当事务A先前读取了数据，或者改动了所有数据，事务B还是能够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。

须要Serializable隔离级别 。读用读锁，写用写锁，读锁和写锁相互排斥，这么做能够有效的避免幻读、不可反复读、脏读等问题，但会极大的减少数据库的并发能力。

所以说不可反复读和幻读最大的差别，就在于怎样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，可是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（多版本号并发控制）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（包含本系统当前的其它事务，以及来自外部系统的事务处理）改动持保守态度。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（也仅仅有数据库层提供的锁机制才干真正保证数据訪问的排他性，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改动数据）。

在悲观锁的情况下，为了保证事务的隔离性，就须要一致性锁定读。

读取数据时给加锁，其他事务无法改动这些数据。

改动删除数据时也要加锁，其他事务无法读取这些数据。

乐观锁
相对悲观锁而言，乐观锁机制採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，这种开销往往无法承受。

而乐观锁机制在一定程度上攻克了这个问题。乐观锁，大多是基于数据版本号（ Version ）记录机制实现。何谓数据版本号？即为数据添加一个版本号标识，在基于数据库表的版本号解决方式中，通常是通过为数据库表添加一个 “version” 字段来实现。

读取出数据时，将此版本号号一同读出，之后更新时，对此版本号号加一。

此时。将提交数据的版本号数据与数据库表相应记录的当前版本号信息进行比对，假设提交的数据版本号号大于数据库表当前版本号号，则予以更新。否则觉得是过期数据。

要说明的是，MVCC的实现没有固定的规范，每一个数据库都会有不同的实现方式，这里讨论的是InnoDB的MVCC。

MVCC在MySQL的InnoDB中的实现
在InnoDB中，会在每行数据后加入两个额外的隐藏的值来实现MVCC，这两个值一个记录这行数据何时被创建，另外一个记录这行数据何时过期（或者被删除）。 在实际操作中。存储的并非时间，而是事务的版本，每开启一个新事务，事务的版本就会递增。 在可重读Repeatable reads事务隔离级别下：

• SELECT时。读取创建版本<=当前事务版本。删除版本为空或>当前事务版本。

   

   

• INSERT时，保存当前事务版本为行的创建版本
• DELETE时，保存当前事务版本为行的删除版本
• UPDATE时，插入一条新纪录。保存当前事务版本为行创建版本，同一时候保存当前事务版本到原来删除的行
• 通过MVCC，尽管每行记录都须要额外的存储空间，很多其它的行检查工作以及一些额外的维护工作。但能够降低锁的使用，大多数读操作都不用加锁，读数据操作非常easy，性能非常好，而且也能保证仅仅会读取到符合标准的行。也仅仅锁住必要行。

   

   

我们无论从数据库方面的教课书中学到。还是从网络上看到，大都是上文中事务的四种隔离级别这一模块列出的意思，RR级别是可反复读的，但无法解决幻读。而仅仅有在Serializable级别才干解决幻读。

于是我就加了一个事务C来展示效果。在事务C中加入了一条teacher_id=1的数据commit。RR级别中应该会有幻读现象，事务A在查询teacher_id=1的数据时会读到事务C新加的数据。

可是測试后发现，在MySQL中是不存在这样的情况的。在事务C提交后，事务A还是不会读到这条数据。可见在MySQL的RR级别中。是攻克了幻读的读问题的。參见下图

Serializable
这个级别非常easy。读加共享锁。写加排他锁，读写相互排斥。使用的悲观锁的理论，实现简单，数据更加安全。可是并发能力非常差。假设你的业务并发的特别少或者没有并发，同一时候又要求数据及时可靠的话，能够使用这样的模式。

这里要吐槽一句，不要看到select就说不会加锁了。在Serializable这个级别，还是会加锁的。

參考文章：http://blog.csdn.net/fg2006/article/details/6937413

      http://www.cnblogs.com/xwdreamer/archive/2011/01/18/2297042.html

      http://case0079.iteye.com/blog/205201

      http://www.jb51.net/article/75452.htm