图解数据库事务的隔离级别

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前言

乐观锁和悲观锁 与 数据库的隔离级别的关系 或者两者使用的场景是什么？

我在网上所能找到的答案，帮助个人的理解。

答案一：事务隔离级别是并发控制的整体解决方案，其实际上是综合利用各种类型的锁和行版本控制，来解决并发问题。锁是数据库并发控制的内部机制，是基础。对用户来说，只有当事务隔离级别无法解决一些并发问题和需求时，才有必要在语句中手动设置锁。

那么事务隔离级别无法解决哪些并发问题呢？

先来看看事务的隔离级别：

事务隔离级别

为了解决多个事务并发会引发的问题，进行并发控制。数据库系统提供了四种事务隔离级别供用户选择。

• Read Uncommitted 读未提交：不允许第一类更新丢失。允许脏读，不隔离事务。

• Read Committed 读已提交：不允许脏读，允许不可重复读。

• Repeatable Read 可重复读：不允许不可重复读。但可能出现幻读。

• Serializable 串行化：所有的增删改查串行执行。

读未提交

事务读不阻塞其他事务读和写，事务写阻塞其他事务写但不阻塞读。 可以通过写操作加“持续-X锁”实现。

读已提交

事务读不会阻塞其他事务读和写，事务写会阻塞其他事务读和写。 可以通过写操作加“持续-X”锁，读操作加“临时-S锁”实现。

可重复读

事务读会阻塞其他事务事务写但不阻塞读，事务写会阻塞其他事务读和写。 可以通过写操作加“持续-X”锁，读操作加“持续-S锁”实现。

串行化

“行级锁”做不到，需使用“表级锁”。

可串行化

如果一个并行调度的结果等价于某一个串行调度的结果，那么这个并行调度是可串行化的。

区分事务隔离级别是为了解决脏读、不可重复读和幻读三个问题的。

既然事务的隔离级别可以做到这些。还需要悲观锁干什么呢？

我的理解是：（理解有错误的，请大家指正）

Mysql默认使用的隔离级别是：可重复读

MSSQL默认使用的隔离级别是：读已提交

如果在MSSQL使用默认使用的隔离级别时读已提交的同事也想开发过程中想解决：不可重复读，提交覆盖和幻读等问题就可以使用悲观锁实现。

MYSQL同理。

尽管悲观锁能够防止丢失更新和不可重复读这类问题，但是它非常影响并发性能，因此应该谨慎使用。

乐观锁不能解决脏读的问题，因此仍需要数据库至少启用“读已提交”的事务隔离级别

常用的解决方案

2.悲观锁和共享锁、排它锁有是什么关系呢？

共享锁和排它锁是悲观锁的不同的实现，它俩都属于悲观锁的范畴。即悲观锁由共享锁和排它锁来实现的。

从读写角度，分共享锁（S锁，Shared Lock）和排他锁（X锁，Exclusive Lock），也叫读锁（Read Lock）和写锁（Write Lock）。理解：

持有S锁的事务只读不可写。如果事务A对数据D加上S锁后，其它事务只能对D加上S锁而不能加X锁。 ? 持有X锁的事务可读可写。如果事务A对数据D加上X锁后，其它事务不能再对D加锁，直到A对D的锁解除

注：要使用悲观锁，我们必须关闭mysql数据库的自动提交属性，因为MySQL默认使用autocommit模式，也就是说，当你执行一个更新操作后，MySQL会立刻将结果进行提交。我们可以使用命令设置MySQL为非autocommit模式：set autocommit=0;设置完autocommit后，我们就可以执行我们的正常业务了。

开始事务使用begin;/begin work;/start transaction; (三者选一就可以)；

提交事务使用commit;/commit work;

两种锁的具体实现如下：

• 共享锁：悲观锁都是由数据库实现的，那共享锁在mysql中是通过什么命令来调用呢。通过在执行语句后面加上lock in share mode 就代表对某些资源加上共享锁了。

比如，我这里通过mysql打开两个查询编辑器，在其中开启一个事务，并不执行commit语句。city表DDL如下

1. CREATE TABLE `city` (
   ?
   `id` bigint(20) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
   ?
   `name` varchar(255) DEFAULT NULL,
   ?
   `state` varchar(255) DEFAULT NULL,
   ?
   PRIMARY KEY (`id`)
   ?
   ) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=18 DEFAULT CHARSET=utf8;

    

begin;
?
?
SELECT * from city where id = "1"  lock in share mode;

然后在另一个查询窗口中，对id为1的数据进行更新

update city set name="666" where id ="1";

此时，操作界面进入了卡顿状态，过几秒后，也提示错误信息

[SQL]update city set name="666" where id ="1"; [Err] 1205 - Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

那么证明，对于id=1的记录加锁成功了。在上一条记录还没有commit之前，这条id=1的记录被锁住了，只有在上一个事务释放掉锁后才能进行操作，或用共享锁才能对此数据进行操作。

如果在上面一条记录加上commit；

begin;
?
?
SELECT * from city where id = "1"  lock in share mode;
?
?
commit；

则 update city set name="666" where id ="1";可以执行成功！

再实验一下：

update city set name="666" where id ="1" lock in share mode;

[Err] 1064 - You have an error in your SQL syntax; check the manual that corresponds to your MySQL server version for the right syntax to use near ‘lock in share mode‘ at line 1

加上共享锁后，也提示错误信息了，通过查询资料才知道，对于update,insert,delete语句会自动加排它锁的原因

于是，我又试了试SELECT * from city where id = "1" lock in share mode;

这下成功了。

• 排他锁。排它锁与共享锁相对应，就是指对于多个不同的事务，对同一个资源只能有一把锁。

与共享锁类型，在需要执行的语句后面加上for update就可以了。

排他锁的实现如下：

• 使用场景举例：以MySQL InnoDB为例

商品t_items表中有一个字段status，status为1代表商品未被下单，status为2代表商品已经被下单（此时该商品无法再次下单），那么我们对某个商品下单时必须确保该商品status为1。假设商品的id为1。 如果不采用锁，那么操作方法如下：

//1.查询出商品信息
select status from  t_items where id=1;
?
//2.根据商品信息生成订单,并插入订单表 t_orders 
insert into t_orders (id,goods_id) values (null,1)
?
//3.修改商品status为2
update t_items set status=2;

但是上面这种场景在高并发访问的情况下很可能会出现问题。例如当第一步操作中，查询出来的商品status为1。但是当我们执行第三步Update操作的时候，有可能出现其他人先一步对商品下单把t_items中的status修改为2了，但是我们并不知道数据已经被修改了，这样就可能造成同一个商品被下单2次，使得数据不一致。所以说这种方式是不安全的。

• 使用悲观锁来解决问题

在上面的场景中，商品信息从查询出来到修改，中间有一个处理订单的过程，使用悲观锁的原理就是，当我们在查询出t_items信息后就把当前的数据锁定，直到我们修改完毕后再解锁。那么在这个过程中，因为t_items被锁定了，就不会出现有第三者来对其进行修改了。需要注意的是，要使用悲观锁，我们必须关闭mysql数据库的自动提交属性，因为MySQL默认使用autocommit模式，也就是说，当你执行一个更新操作后，MySQL会立刻将结果进行提交。我们可以使用命令设置MySQL为非autocommit模式：set autocommit=0; 设置完autocommit后，我们就可以执行我们的正常业务了。具体如下：

//0.开始事务
?
begin;/begin work;/start transaction; (三者选一就可以)
?
//1.查询出商品信息
?
select status from t_items where id=1 for update;
?
//2.根据商品信息生成订单
?
insert into t_orders (id,goods_id) values (null,1);
?
//3.修改商品status为2
?
update t_items set status=2;
?
//4.提交事务
?
commit;/commit work;

上面的begin/commit为事务的开始和结束，因为在前一步我们关闭了mysql的autocommit，所以需要手动控制事务的提交。 上面的第一步我们执行了一次查询操作：select status from t_items where id=1 for update;与普通查询不一样的是，我们使用了select…for update的方式，这样就通过数据库实现了悲观锁。此时在t_items表中，id为1的那条数据就被我们锁定了，其它的事务必须等本次事务提交之后才能执行。这样我们可以保证当前的数据不会被其它事务修改（其他事务不能读也不能修改当前的数据）。需要注意的是，在事务中，只有SELECT ... FOR UPDATE 或LOCK IN SHARE MODE 操作同一个数据时才会等待其它事务结束后才执行，一般SELECT ... 则不受此影响。拿上面的实例来说，当我执行select status from t_items where id=1 for update;后。我在另外的事务中如果再次执行select status from t_items where id=1 for update;则第二个事务会一直等待第一个事务的提交，此时第二个查询处于阻塞的状态，但是如果我是在第二个事务中执行select status from t_items where id=1;则能正常查询出数据，不会受第一个事务的影响。

• Row Lock与Table Lock

使用select…for update会把数据给锁住，不过我们需要注意一些锁的级别，MySQL InnoDB默认Row-Level Lock，所以只有「明确」地指定主键或者索引，MySQL 才会执行Row lock (只锁住被选取的数据) ，否则MySQL 将会执行Table Lock (将整个数据表单给锁住。举例如下： 1、select * from t_items where id=1 for update; 这条语句明确指定主键（id=1），并且有此数据（id=1的数据存在），则采用row lock。只锁定当前这条数据。 2、select * from t_items where id=3 for update; 这条语句明确指定主键，但是却查无此数据，此时不会产生lock（没有元数据，又去lock谁呢？）。 3、select * from t_items where name=‘手机‘ for update; 这条语句没有指定数据的主键，那么此时产生table lock，即在当前事务提交前整张数据表的所有字段将无法被查询。 4、select * from t_items where id>0 for update; 或者select * from t_items where id<>1 for update;（注：<>在SQL中表示不等于） 上述两条语句的主键都不明确，也会产生table lock。 5、select * from t_items where status=1 for update;（假设为status字段添加了索引） 这条语句明确指定了索引，并且有此数据，则产生row lock。 6、select * from t_items where status=3 for update;（假设为status字段添加了索引） 这条语句明确指定索引，但是根据索引查无此数据，也就不会产生lock。

参考的链接有：https://www.jianshu.com/p/71a79d838443

https://blog.csdn.net/puhaiyang/article/details/72284702

https://blog.csdn.net/xiaokang123456kao/article/details/75268240

https://blog.csdn.net/yinni11/article/details/81238541

感谢这四位博主做的贡献！

图解数据库事务的隔离级别

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原文地址：https://www.cnblogs.com/for-easy-fast/p/12833931.html