数据库的4中隔离级别

摘抄：https://www.cnblogs.com/snsdzjlz320/p/5761387.html

-------------------------------------------------------

此文讲述的比较详细，尤其是ReadCommitted 跟 RepertableRead。

ReadCommitted跟RepeatableRead的区别，就是ReadCommitted能读自己未提交的跟它人已提交的，RepearableRead只能读取自己未提交的跟事务开启前它人已提交的，

一旦开启事务后，它人提交的内容也读取不到，这使得它可以支持可重复读，同一个事务内读多次都是一样的数据，因为别人提交的它读不到，只有在自己也提交后才能看到。

-------------------------------------------------------

　　SQL标准定义了4种隔离级别，包括了一些具体规则，用来限定事务内外的哪些改变是可见的，哪些是不可见的。

　　低级别的隔离级一般支持更高的并发处理，并拥有更低的系统开销。

　　首先，我们使用 test 数据库，新建 tx 表，并且打开两个命令窗口来操作同一个数据库：

　　第1级别：Read Uncommitted(读取未提交内容)

　　(1)所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果

　　(2)本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少

　　(3)该级别引发的问题是——脏读(Dirty Read)：读取到了未提交的数据

　　#首先，修改隔离级别

set tx_isolation='READ-UNCOMMITTED';
select @@tx_isolation;
+------------------+
| @@tx_isolation   |
+------------------+
| READ-UNCOMMITTED |
+------------------+

　　#事务A：启动一个事务

 

start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务B：也启动一个事务(那么两个事务交叉了) 在事务B中执行更新语句，且不提交

start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务A：那么这时候事务A能看到这个更新了的数据吗? 

select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |   --->可以看到！说明我们读到了事务B还没有提交的数据
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务B：事务B回滚,仍然未提交

rollback;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务A：在事务A里面看到的也是B没有提交的数据 

select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |      --->脏读意味着我在这个事务中(A中)，事务B虽然没有提交，但它任何一条数据变化，我都可以看到！
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+ 

　　第2级别：Read Committed(读取提交内容)

　　(1)这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）

　　(2)它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变

　　(3)这种隔离级别出现的问题是——不可重复读(Nonrepeatable Read)：不可重复读意味着我们在同一个事务中执行完全相同的select语句时可能看到不一样的结果。

   　　 导致这种情况的原因可能有：(1)有一个交叉的事务有新的commit，导致了数据的改变;(2)一个数据库被多个实例操作时,同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit

　　#首先修改隔离级别

set tx_isolation='read-committed';
select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+

　　#事务A：启动一个事务

start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务B：也启动一个事务(那么两个事务交叉了)在这事务中更新数据，且未提交

start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务A：这个时候我们在事务A中能看到数据的变化吗?

select * from tx; --------------->
+------+------+                |
| id   | num  |                |
+------+------+                |
|    1 |    1 |--->并不能看到！  |
|    2 |    2 |                |
|    3 |    3 |                |
+------+------+                |——>相同的select语句，结果却不一样
                               |

　　#事务B：如果提交了事务B呢?  

commit;  

　　#事务A:  

select * from tx; --------------->
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |--->因为事务B已经提交了，所以在A中我们看到了数据变化
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　第3级别：Repeatable Read(可重读)

　　(1)这是MySQL的默认事务隔离级别

　　(2)它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行

　　(3)此级别可能出现的问题——幻读(Phantom Read)：当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行

　　(4)InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制(MVCC，Multiversion Concurrency Control)机制解决了该问题

　　#首先，更改隔离级别

set tx_isolation='repeatable-read';
select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+

　　#事务A：启动一个事务

start transaction;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务B：开启一个新事务(那么这两个事务交叉了) 在事务B中更新数据，并提交 

start transaction;
update tx set num=10 where id=1;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+
commit;

　　#事务A：这时候即使事务B已经提交了,但A能不能看到数据变化？

select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |    1 | --->还是看不到的！(这个级别2不一样，也说明级别3解决了不可重复读问题)
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　#事务A：只有当事务A也提交了，它才能够看到数据变化

commit;
select * from tx;
+------+------+
| id   | num  |
+------+------+
|    1 |   10 |
|    2 |    2 |
|    3 |    3 |
+------+------+

　　这里只是演示了可重复读，这个级别仍然会产生幻读的情况，幻读跟不可重复度究竟有啥不同？参见文章：

https://blog.csdn.net/cweeyii/article/details/70991230

https://www.cnblogs.com/itcomputer/articles/5133254.html　　

　　可重复读，要求只要查询的关联行没改变就行了，针对的是相关行；幻读要求整个表都不能动，针对的包括行周围的数据，可以认为是整个表，基本关联的就是insert这个操作。比如文章1中提到的：事务1查询记录有5条，事务2在事务1提交前插入一条记录；这时虽然事务1读到的数据仍然是5条，但却不能进行insert操作！！因为第6条记录实际已经有了，而事务1却看不见，它会觉得明明5条记录，为什么老子插不进去呢？！

　　第4级别：Serializable(可串行化)

　　(1)这是最高的隔离级别

　　(2)它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之,它是在每个读的数据行上加上共享锁。

　　(3)在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争

　　#首先修改隔离界别

set tx_isolation='serializable';
select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| SERIALIZABLE   |
+----------------+

　　#事务A：开启一个新事务 

start transaction;

　　#事务B：在A没有commit之前，这个交叉事务是不能更改数据的

start transaction;
insert tx values('4','4');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
update tx set num=10 where id=1;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction