四，隔離級別對併發的控制
下表是各隔離級別對各種異常的控制能力。
lu丟失更新
dr髒讀
nrr非重複讀
slu二類丟失更新
pr幻像讀
未提交讀 ruyy
yyy提交讀 rcnn
yyy可重複讀 rrnn
nny序列讀 snn
nnn
順便舉一小例。
ms_sql:
--事務一
set transaction isolation level serializable
begin tran
insert into test values('***')
--事務二
set transaction isolation level read committed
begin tran
select * from test
--事務三
set transaction isolation level read uncommitted
begin tran
select * from test
在查詢分析器中執行事務一後，分別執行事務二，和三。結果是事務二會等待，而事務三則會執行。
oracle：
--事務一
set transaction isolation level serializable;
insert into test values('***');
select * from test;
--事務二
set transaction isolation level read committed--oracle預設級別
select * from test
執行事務一後，執行事務二。結果是事務二只讀出原有的資料，無視事務一的插入操作。
mysql
檢視innodb系統級別的事務隔離級別：
以下為引用的內容：
mysql> select @@global.tx_isolation;
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| repeatable-read |
+-----------------------+
1 row in set (0.00 sec)
檢視innodb會話級別的事務隔離級別：
以下為引用的內容：
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| repeatable-read |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
修改事務隔離級別：
以下為引用的內容：
mysql> set global transaction isolation level read committed;
query ok, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> set session transaction isolation level read committed;
query ok, 0 rows affected (0.00 sec)
innodb的可重複讀隔離級別和其他資料庫的可重複讀是有區別的，不會造成幻象讀（phantom read），所謂幻象讀，就是同乙個事務內，多次select，可以讀取到其他session insert並已經commit的資料。下面是乙個小的測試，證明innodb的可重複讀隔離級別不會造成幻象讀。測試涉及兩個session，分別為 session 1和session 2，隔離級別都是repeateable read，關閉autocommit
以下為引用的內容：
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| repeatable-read |
+-----------------+
1 row in set (0.00 sec)
mysql> set autocommit=off;
query ok, 0 rows affected (0.00 sec)
session 1 建立表並插入測試資料
mysql> create table test(i int) engine=innodb;
query ok, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert into test values(1);
query ok, 1 row affected (0.00 sec)
session 2 查詢，沒有資料，正常，session1沒有提交，不允許髒讀
mysql> select * from test;
empty set (0.00 sec)
session 1 提交事務
mysql> commit;
query ok, 0 rows affected (0.00 sec)
session 2 查詢，還是沒有資料，沒有產生幻象讀
mysql> select * from test;
empty set (0.00 sec)
以上試驗版本：
mysql> select version();
+-------------------------+
| version() |
+-------------------------+
| 5.0.37-community-nt-log |
+-------------------------+
1 row in set (0.00 sec)
五、併發一致性問題的解決辦法
1 封鎖（locking）
封鎖是實現併發控制的乙個非常重要的技術。所謂封鎖就是事務t在對某個資料物件例如表、記錄等操作之前，先向系統發出請求，對其加鎖。加鎖後事務t就對該 資料物件有了一定的控制，在事務t釋放它的鎖之前，其它的事務不能更新此資料物件。 基本的封鎖型別有兩種：排它鎖（exclusive locks 簡記為x鎖）和共享鎖（share locks 簡記為s鎖）。
排它鎖又稱為寫鎖。若事務t對資料物件a加上x鎖，則只允許t讀取和修改a，其它任何事務都不能再對a加任何型別的鎖，直到t釋放a上的鎖。這就保證了其它事務在t釋放a上的鎖之前不能再讀取和修改a。
共享鎖又稱為讀鎖。若事務t對資料物件a加上s鎖，則其它事務只能再對a加s鎖，而不能加x鎖，直到t釋放a上的s鎖。這就保證了其它事務可以讀a，但在t釋放a上的s鎖之前不能對a做任何修改。
2 封鎖協議
在 運用x鎖和s鎖這兩種基本封鎖，對資料物件加鎖時，還需要約定一些規則，例如應何時申請x鎖或s鎖、持鎖時間、何時釋放等。我們稱這些規則為封鎖協議 （locking protocol）。對封鎖方式規定不同的規則，就形成了各種不同的封鎖協議。下面介紹**封鎖協議。**封鎖協議分別在不同程度上解決了丟失的修改、不 可重複讀和讀"髒"資料等不一致性問題，為併發操作的正確排程提供一定的保證。下面只給出**封鎖協議的定義，不再做過多**。
1 級封鎖協議是：事務t在修改資料r之前必須先對其加x鎖，直到事務結束才釋放。事務結束包括正常結束（commit）和非正常結束（rollback）。 1級封鎖協議可防止丟失修改，並保證事務t是可恢復的。在1級封鎖協議中，如果僅僅是讀資料不對其進行修改，是不需要加鎖的，所以它不能保證可重複讀和不 讀"髒"資料。
2級封鎖協議是：1級封鎖協議加上事務t在讀取資料r之前必須先對其加s鎖，讀完後即可釋放s鎖。2級封鎖協議除防止了丟失修改，還可進一步防止讀"髒"資料。
3級封鎖協議是：1級封鎖協議加上事務t在讀取資料r之前必須先對其加s鎖，直到事務結束才釋放。3級封鎖協議除防止了丟失修改和不讀'髒'資料外，還進一步防止了不可重複讀。
六、一般處理併發問題時的步驟：
1、開啟事務。
2、申請寫許可權，也就是給物件(表或記錄)加鎖。
3、假如失敗，則結束事務，過一會重試。
4、假如成功，也就是給物件加鎖成功，防止其他使用者再用同樣的方式開啟。
5、進行編輯操作。
6、寫入所進行的編輯結果。
7、假如寫入成功，則提交事務,完成操作。
8、假如寫入失敗，則回滾事務，取消提交。
9、(7.8)兩步操作已釋放了鎖定的物件，恢復到操作前的狀態。
資料庫事務隔離級別與鎖
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