事務的隔離級別

隔離級別的選擇往往是具有挑戰性的，因為隔離級別太低了吧，會出現一些無法輕易察覺的bug，但若是隔離級別制定的太高，卻會損失並行度、增加死鎖發生的可能性。

資料庫管理系統（dbms）採用「鎖機制」來實現事務的隔離性（isolation，其餘的a、c、d用日誌機制來實現）。當多個事務同時更新資料庫中相同的資料時，只允許持有鎖的事務能更新該資料，其他事務必須等待，直到前乙個事務釋放了鎖，其他事務才有機會更新該資料（併發更新：排它鎖）。

資料庫系統有4個隔離級別，從低到高分別是：未提交讀、已提交讀、可重複讀、序列化。

1、未提交讀read uncommited，問題：髒讀。

不新增共享鎖。分為2種情況：

①情況1：事務b可以在事務a對記錄的讀取過程中修改同一記錄，可能會導致事務a讀取的資料是乙個被破壞的或者是不完整不正確的資料。

②情況2：在事務a中可以讀取到事務b中修改過的資料，但此時事務b尚未提交。可能會發生的問題就是髒讀。

2、已提交讀read commited，問題：不可重複讀。

在事務a中讀取資料時對記錄新增共享鎖，待讀取結束後才會立即釋放該鎖。那麼事務b對該資料的修改要一直等待，直到a中的讀取過程結束，但不是整個事務a的結束。所以，可能發生的問題就是事務a在不同階段對同一記錄的讀取結果可能是不同的。

3、可重複讀repeatable read，問題：幻讀。

對於讀出的記錄，新增共享鎖直到事務a結束。事務b試圖對這個記錄的修改會一直等待，直到整個事務a結束。innodb預設的事務隔離級別就是可重複讀。可能發生的問題：當執行乙個範圍查詢時，可能會發生幻讀（解決幻讀的方法：增加範圍鎖ranges，鎖定檢索範圍為唯讀，這樣就避免了幻讀）。

4、序列化serializable，問題：沒有問題，上述3種級別中的髒讀、不可重複讀、幻讀都不會發生。

新增範圍鎖（比如表鎖，頁鎖等），直到事務a結束。以此阻止事務b對此範圍內的修改操作。

5、用乙個生動的例子來解釋。

6、什麼是快照讀、當前讀？（隔離級別rr情況下）

假設兩個使用者同時**，而且同時中獎。兩者都進入了中獎的事務。a事務扣減了獎品數量，b也執行了扣減數量。假設獎品數量是n，如果是可重複讀，那麼，如果兩個事務並行進行，那麼不論a有沒有提交，b讀到的數量都是n，執行後為n-1，而事務a執行後也是n-1，這樣不就有問題了嗎？我們期望的是n-2。這就要用快照讀、當前讀的知識點來解釋了。

假設事務a已經提交，由於是可重複讀，那事務b讀到的獎品數量一直是n，執行-1，資料變成n-1，而不是我們期望的n-2。

如果理解了快照讀和當前讀的概念，上面的困惑就不會存在了。

在事務中，執行普通select查詢（強調：一定要是普通select！）之後，會建立快照，後面再執行相同的select語句時，查詢的其實是前面生成的快照。這也就是為什麼能實現可重複讀的原因。而如果執行

select * from table where ? lock in share mode;

select * from table where ? for update;

insert into table values (…); 

update table set ? where ?; 

delete from table where ?;

7、併發更新

上面解決了事務a已經提交的情況。但如果事務a更新獎品數量後但未提交呢？此時事務b執行當前讀拿到的也是n啊。了解資料庫鎖機制的話，就不會有這種困惑了。事務a提交前，會一直持有排他鎖（具體是行鎖還是表鎖，要看查詢條件有沒有走索引），此時事務b更新是會阻塞的。也就是說，只有事務a提交，或回滾之後，事務b才能獲得排它鎖，從而進行更新獎品的操作。

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