MySql的事务4个隔离级别

# MySql的事务4个隔离级别

# 4个隔离级别

MySQL 中事务的隔离级别一共分为四种，分别如下：

未提交读（READ UNCOMMITTED）
提交已读（READ COMMITTED）
可重复读（REPEATABLE READ）
序列化（SERIALIZABLE）——隔离级别最高

从上往下，隔离级别越来越高，其中序列化是最高的，同时也是效率最低的。下面从最低的读未提交开始往上介绍，四种不同的隔离级别：

# READ UNCOMMITTED——读未提交

READ UNCOMMITTED 提供了事务之间最小限度的隔离。除了容易产生虚幻的读操作和不能重复的读操作外，处于这个隔离级的事务可以读到其他事务还没有提交的数据，如果这个事务使用其他事务不提交的变化作为计算的基础，然后那些未提交的变化被它们的父事务撤销，这就导致了大量的数据变化。

# READ COMMITTED——读已提交

READ COMMITTED 隔离级别的安全性比 REPEATABLE READ 隔离级别的安全性要差。处于 READ COMMITTED 级别的事务可以看到其他事务对数据的修改。也就是说，在事务处理期间，如果其他事务修改了相应的表，那么同一个事务的多个 SELECT 语句可能返回不同的结果。

# REPEATABLE READ——可重复读

在可重复读在这一隔离级别上，事务不会被看成是一个序列。不过，当前正在执行事务的变化仍然不能被外部看到，也就是说，如果用户在另外一个事务中执行同条 SELECT 语句数次，结果总是相同的。（因为正在执行的事务所产生的数据变化不能被外部看到）。

# SERIALIZABLE——序列化

如果隔离级别为序列化，则用户之间通过一个接一个顺序地执行当前的事务，这种隔离级别提供了事务之间最大限度的隔离。

# 默认级别

在 MySQL 数据库种，默认的事务隔离级别是 REPEATABLE READ，也就是RR。

那为什么默认是可重复读呢？

# 相关操作

# 解决的问题

为什么会有四种隔离级别呢？那必然是出于对不同的安全和性能来考虑的。隔离级别越高，它的安全性就越好，同时它的性能也越差。下面就一起来看看，这个四种级别各自解决了哪些问题。

# 脏读

一个事务读到另外一个事务还没有提交的数据，称之为脏读。

只有读未提交这种级别才存在脏读。而读已提交则解决了脏读，但未解决不可重复读。

# 不可重复读

和脏读的区别在于，脏读是看到了其他事务未提交的数据，而不可重复读是看到了其他事务已经提交的数据（由于当前 SQL 也是在事务中，因此有可能并不想看到其他事务已经提交的数据）。

以下是一个简单的例子：

# 默认为 100
START TRANSACTION;
UPDATE order set account=account+100 where id='01';
COMMIT;
# 事务B

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START TRANSACTION;
SELECT * from account where id='01';
SELECT * from account where id='01';
COMMIT;
# 事务A

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事务A，第一次查询时，事务B还未开始，此时查到值为100，在进行第二次查询之前，事务B开始启动并完成。当事务A第二次查询时，就会发现account值为200，这就是所谓的不可重复读。

而数据库的第三个级别——可重复读则是解决了这个问题，但它没解决幻读。

# 幻读

假设我们有一个表 orders，其中包含以下数据：

order_id	customer_id	amount
1	101	100
2	102	200
3	103	150

有两个事务 T1 和 T2，它们按以下步骤执行：

事务 T1 开始：

START TRANSACTION;
SELECT * FROM orders WHERE customer_id = 101;

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结果：

| order_id | customer_id | amount |
|----------|-------------|--------|
| 1        | 101         | 100    |

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事务 T2 插入一条新记录：

START TRANSACTION;
INSERT INTO orders (customer_id, amount) VALUES (101, 120);
COMMIT;

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事务 T1 再次执行相同的查询：

SELECT * FROM orders WHERE customer_id = 101;
# 此时 你会惊奇的发现 结果有2条，似乎出现了 幻觉

#| order_id | customer_id | amount |
#|----------|-------------|--------|
#| 1        | 101         | 100    |
#| 4        | 101         | 120    |

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你可能会说，它跟不可重复读好像啊，的确很像，不过你仔细查看就会发现，它们的区别。

事务T2，做的操作可不是更新，而是新增。同样的，如果事务T2删除了数据，T1再次查看的话，也发现，没有数据。此时级别为可重复读，为什么两次查询结果不一样呢。

接下来再来一个例子，它可能更接近幻读。

两个窗口 A 和 B，将 B 窗口的隔离级别改为 READ COMMITTED，

然后在 A 窗口输入如下测试 SQL：

START TRANSACTION;
insert into account(name,balance) values('zhangsan',1000);
COMMIT;

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在 B 窗口输入如下测试 SQL：

START TRANSACTION;
SELECT * from account;
insert into account(name,balance) values('zhangsan',1000);
COMMIT;

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测试方式如下：

首先执行 B 窗口的前两行 SQL，开启事务并查询数据，此时查到的只有 javaboy 和 itboyhub 两个用户。
执行 A 窗口的前两行 SQL，插入一条记录，但是并不提交事务。
执行 B 窗口的第二行 SQL，由于现在已经没有了脏读问题，所以此时查不到 A 窗口中添加的数据。
执行 B 窗口的第三行 SQL，由于 name 字段唯一，因此这里会无法插入。此时就产生幻觉了，明明没有 zhangsan 这个用户，却无法插入 zhangsan。

总结：某些锁只锁现在有的数据，对于新增的数据，或者删除的数据，是无法锁住的。这就是所谓的幻读，而可重复度只解决了已存在数据的问题。

# 隔离的实现原理

Mvcc +cas，mvcc也是一种乐观锁的实现

多版本控制，待补充

数据快照，保存着更新前后的所有数据

每条数据都有额外的隐藏列，

事务id
DB_Roll_PTR -数据指针

间隙锁？

上次更新: 2025/04/23, 16:23:16

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