标签：logs 完成 结束 取数据 共享 区分 自动提交 cti 事务隔离级别
希望这篇文章能够阐述清楚跟数据库相关的四个概念：事务、数据库读现象、隔离级别、锁机制
先来看下百度百科对数据库事务的定义：
作为单个逻辑单元执行一系列操作，要么完全执行，要么完全不执行。事务处理可以确保除非事务性单元内的所有操作都成功完成，否则不会永久更新面向数据的资源。
事务有四个属性，称为ACID属性：
1、原子性(Atomicity):事务是一个原子单位，要么全部执行，要么全部不执行。
2、一致性(Consistent):事务的开始和结束，数据都必须保持一致状态。
3、隔离性(isolation):数据库系统提供隔离机制，保证并发事务之间是互相不干扰的。也就意味着事务处理过程中的中间状态对其他的事务是透明的。
4、持久性(Durable):事务完成之后，对数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持
事务是一系列SQL语句的集合，如果没有事务，会出现什么问题？或者说SQL只能一条一条的单个执行，会出现什么问题？
这个很简单，如果没有事务，我们平时生活中的银行转账就无法操作。
ACID属性里面有一个是隔离级别，即并发事务之间互相不干扰。互相不干扰只是一个终极状态，且需要消耗巨大的性能。在我们实际应用过程中，是存在很大的灰度空间的：隔离级别有程度的区分。所以如果隔离程度控制的比较弱的话，就会产生脏读、不可重复读以及幻读的现象。
事务T1修改某个字段的值，然后事务T2读取该值，此后T1撤销了对该字段的更新，或者更新成另外的值才commit到数据库中，这样T2读取的数据是无效的或者错误的。导致T2依据脏数据所做的操作也是错误的。
---------思聪同学中午去食堂吃饭，看到窗边的座位被如花同学占有了，思聪认为这个座位已经被占有了，就转身去找其他的座位。不料，如花同学起身离开了。事实是：如花并不是吃饭，而是临时坐在那里等她的约会对象，只是临时小坐一会，并没有真正“commit”。
在数据库访问中，一个事务范围内的两次相同的查询却返回了不同的数据。
事务T1读取某一数据，事务T2读取并修改了该数据，T1为了对读取值进行验证而重新读取，却发现得到了不同的结果。
---------思聪同学中午去食堂吃饭，看到窗边的座位是空的，便屁颠屁颠的跑去打饭，回来后却发现这个座位被如花同学抢去了。
幻读解决了不可重复读的问题，即在同一个事务范围内，两次相同的查询结果是相同的。但是可以新增表中的数据记录。
幻读是指事务T1对表中的数据进行修改，假设修改涉及了表中全部的数据行，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条新的数据。后面就会出现操作了T1事务的用户发现表中还有没有修改的数据行，仿佛出现了幻觉一样。
--------思聪同学中午去食堂吃饭，看到窗边的座位是空的，便屁颠屁颠的跑去打饭，回来后窗边的座位还是空的，便很高兴坐上去准备开始吃饭，这时候却发现如花同学搬了一个小板凳坐在旁边狼吞虎咽，思聪顿时没有了胃口。
如果需要解决脏读、不可重复读、幻读等这些数据库读现象，就必须相应提高事务的隔离级别。但是数据库的隔离级别越高，对应的并发能力就越弱，性能也就相应的越差，所以我们还需根据具体的应用场景去权衡。
事务的最低隔离级别，在这种隔离级别下，一个事务可以读取另外一个事务未提交的数据。
数据库锁实现原理：
事务T在读数据的时候并未对数据进行加锁，事务T在修改数据的时候对数据增加行级共享锁
T1在读取数据时，T2可以对相同数据进行读取、修改。因为T1没有进行任何锁操作；当T2对记录进行修改时，T1再次读取数据可以读取到T2修改后的数据。因为T2对数据进行修改只增加了行级共享锁，T1可以再增加共享读锁进行数据读取（尽管T2没有提交事务）
如上所述，这种隔离级别，会导致脏读现象
在一个事务修改数据过程中，如果事务没有进行提交，其他事务不能读取该数据
数据库锁实现原理：
事务T在读取数据时增加行级共享锁，读取一旦结束，立即释放；事务T在修改数据时增加行级排他锁，直到事务结束才释放。
T1在读取数据的过程中，T2也可以对相同数据进行读取，但是不能进行修改（T1增加的是共享锁，T2也可以增加共享锁，但是不能增加排他锁）。T1读取结束后，会立即释放共享锁，这时T2可以增加排他锁，对数据进行修改，而此时T1既不能对数据进行读取也不能进行修改，直到T2事务结束。
如上所述，这种隔离级别，解决了脏读问题，但是不能解决不可重复读现象。
事务T在数据读取时，必须增加行级共享锁，直到事务结束；事务T在修改数据过程中，必须增加行级排他锁，直到数据结束。
数据库锁实现原理：
T1在读取数据的过程中，T2也可以对相同数据进行读取，但是不能进行修改（T1增加的是共享锁，T2也可以增加共享锁，但是不能增加排他锁）。直到T1事务结束后，才会释放共享锁，这时T2才可以增加排他锁，对数据进行修改。
如上所述，这种隔离级别，解决了不可重复读现象，但是这种隔离级别解决不了幻读的问题：
T1进行查询，读取了10条记录，并对十条记录增加了行级锁，此时T2是无法对这10行数据进行修改操作的，但是由于没有表级锁，它可以增加一条满足T1查询条件的记录。随后T1在进行查询时，会发现虽然10条记录没有改变，但是突然多了一条记录。
产生幻读是由于没有进行范围查询时没有增加范围锁。
数据库锁实现原理：
事务T在读取数据时，必须先增加表级共享锁，直到事务结束才释放；事务T在修改数据时，必须先增加表级排他锁，直到事务结束才释放。
T1在读取A表时，增加了表级共享锁，此时T2也可以读取A表，但是不能进行任何数据的修改，直到T1事务结束。随后T2可以增加对A表的表级排他锁，此时T1不能读取A表中的任何数据，更不能进行修改。
如上所述，可序列化解决了脏读、不可重复读、幻读等读现象，但是隔离级别越来越高的同时，在并发性上也就越来越低。
默认情况下，MYSQL是自动提交的，也就意味着平时我们执行一条update语句时，MYSQL是自动帮我们提交的，尽快我们没有显示执行commit命令。但是这种只适用于单条SQL的执行。
如果我们想要同时执行多条SQL，并且执行过程中有SQL执行异常，需要回滚前面已经成功执行的SQL或者最终想回滚全部，则必须显示的使用事务。
1、开始一项事务：start tr ansaction或者begin；
2、提交事务：commit；
3、回滚事务：rollback；
4、事务提交之后的操作：chain；
5、事务回滚之后的操作：release；
6、修改当前连接的提交方式：set autocommit；如果设置了set autocommit=0，则设置之后所有的事务都需要显式的通过命令来进行提交或者回滚。
客户端A 开启事务，并更新数据
此时事务还没有提交，开启客户端B，并进行查询，此时的数据还是未更新前的
客户端A进行事务提交，然后客户端B查询，此时是最新的数据
如果在提交的时候使用commit and chain，那么在提交后立即开始一个新的事务
A提交事务后，B再进行查询
锁表期间，用start transaction 命令开始一个新事务，则会隐式的执行unlock tables
A对表进行写锁操作
此时B进行查询：由于被A锁表，所以查询被阻塞
A开启一个事务
由于A开启事务，隐式的释放了写锁，所以B的查询不再被阻塞
事务中可以通过定义SAVEPOINT，指定回滚事务的一个部分
A开启事务并insert一条记录，并设置savepoint
B进行查询，查询到的是开启事务前的数据
A又插入一条数据，然后回滚到savepoint
B进行查询
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原文地址：http://www.cnblogs.com/dongguacai/p/7114885.html
