网站建设手机站,wordpress 企业主模板,培训学校网站,亚马逊雨林原始部落mysql官方文档显示#xff1a;InnoDB中每个隔离级别的详细描述如下#xff1a; READ UNCOMMITTEDSELECT语句以非锁定方式被执行#xff0c;但是一个可能更早期版本的记录会被用到。因此#xff0c;使用这个隔离级别#xff0c;比如#xff0c;读是不连贯的。着也被称为“…mysql官方文档显示InnoDB中每个隔离级别的详细描述如下· READ UNCOMMITTEDSELECT语句以非锁定方式被执行但是一个可能更早期版本的记录会被用到。因此使用这个隔离级别比如读是不连贯的。着也被称为“脏读”(dirty read)。另外这个隔离级别象READ COMMITTED一样作用。· READ COMMITTED一个有些象Oracle的隔离级别。所有SELECT ... FOR UPDATE和SELECT ... LOCK IN SHARE MOD语句仅锁定索引记录而不锁定记录前的间隙因而允许随意紧挨着已锁定的记录插入新记录。UPDATE和DELETE语句使用一个带唯一搜索条件的唯一的索引仅锁定找到的索引记录而不包括记录前的间隙。在范围类型UPDATE和DELETE语句InnoDB必须对范围覆盖的间隙设置next-key锁定或间隙锁定以及其它用户做的块插入。这是很必要的因为要让MySQL复制和恢复起作用“幽灵行”必须被阻止掉。持续读行为如同在Oracle中即使在同一事务内 每个持续读设置并读取它自己的新快照。请参阅15.2.10.4节“持续非锁定读”。· REPEATABLE READ这是InnoDB的默认隔离级别。带唯一搜索条件使用唯一索引的SELECT ... FOR UPDATE, SELECT ... LOCK IN SHARE MODE, UPDATE 和DELETE语句只锁定找到的索引记录而不锁定记录前的间隙。用其它搜索条件这些操作采用next-key锁定用next-key锁定或者间隙锁定锁住搜索的索引范围并且阻止其它用户的新插入。在持续读中有一个与之前隔离级别重要的差别在这个级别在同一事务内所有持续读读取由第一次读所确定的同一快照。这个惯例意味着如果你在同一事务内发出数个无格式SELECT语句这些SELECT语句对相互之间也是持续的请参阅15.2.10.4节“持续非锁定读”。· SERIALIZABLE这个级别类似REPEATABLE READ但是所有无格式SELECT语句被 隐式转换成SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。1.事务里一些有问题的读取脏读不可重复读幻象读脏读 (dirty read)事务T1更新了一行记录的内容但是并没有提交所做的修改。事务T2读取更新后的行然后T1执行回滚操作取消了刚才所做的修改。现在T2所读取的行就无效了。不可重复读取 (nonrepeatable read)事务T1读取一行记录紧接着事务T2修改 了T1刚才读取的那一行记录。然后T1又再次读取这行记录发现与刚才读取的结果不同。这就称为“不可重复”读因为T1原来读取的那行记录已经发生了变化。幻像读取 (phantom read)事务T1读取一条指定的WHERE子句所返回的结果集。然后事务T2新插入 一行记录这行记录恰好可以满足T1所使用的查询条件中的WHERE 子句的条件。然后T1又使用相同的查询再次对表进行检索但是此时却看到了事务T2刚才插入的新行。这个新行就称为“幻像”因为对T1来说这一行就像突 然出现的一样。2.事务的隔离级别从级别低到高依次为READ UNCOMMITTED (读取未提交内容)幻像读、不可重复读和脏读都允许。READ COMMITTED (读取已提交内容)允许幻像读、不可重复读但不允许脏读。REPEATABLE READ (可重读)允许幻像读但不允许不可重复读和脏读。InnoDB默认级别SERIALIZABLE (可串行化)幻像读、不可重复读和脏读都不允许。但是InnoDB的可重复读隔离级别和其他数据库的可重复读是有区别的不会造成幻象读(phantom read)。ORACLE数据库支持 READ COMMITTED 和 SERIALIZABLE 不支持 READ UNCOMMITTED 和 REPEATABLE READ 。3、修改事务隔离级别的方法全局修改修改mysql.ini配置文件在最后加上#可选参数有READ-UNCOMMITTED, READ-COMMITTED, REPEATABLE-READ, SERIALIZABLE.[mysqld]transaction-isolation REPEATABLE-READ这里全局默认是REPEATABLE-READ,其实MySQL本来默认也是这个级别要记住mysql有一个autocommit参数默认是on他的作用是每一条单独的查询都是一个事务并且自动开始自动提交(执行完以后就自动结束了如果你要适用select for update而不手动调用 start transaction这个for update的行锁机制等于没用因为行锁在自动提交后就释放了)所以事务隔离级别和锁机制即使你不显式调用start transaction这种机制在单独的一条查询语句中也是适用的分析锁的运作的时候一定要注意这一点4、锁机制共享锁由读表操作加上的锁加锁后其他用户只能获取该表或行的共享锁不能获取排它锁也就是说只能读不能写排它锁由写表操作加上的锁加锁后其他用户不能获取该表或行的任何锁典型是mysql事务中5、锁范围行锁: 对某行记录加上锁表锁: 对整个表加上锁这样组合起来就有行级共享锁、表级共享锁、行级排他锁、表级排他锁6、具体示例InnoDB下开启2个session对同一表操作时间线往下顺序执行:1)READ-UNCOMMITTED(读取未提交内容)级别User A User BSET AUTOCOMMIT0; SET AUTOCOMMIT0;time| SELECT * FROM t;| 返回空结果| INSERT INTO t VALUES (1, 2);|v SELECT * FROM t;返回 1 row in set(User B插入)ROLLBACK;SELECT * FROM t;返回空结果COMMIT;so可以看出READ-UNCOMMITTED隔离级别当两个事务同时进行时即使事务没有提交所做的修改也会对其它事务的查询做出影响这种级别显然很不安全。2)READ-COMMITTED(读取提交内容)级别User A User BSET AUTOCOMMIT0; SET AUTOCOMMIT0;time| SELECT * FROM t;| 返回空结果| INSERT INTO t VALUES (1, 2);|v SELECT * FROM t;返回空结果(未更改)COMMIT;SELECT * FROM t;返回 1 row(UserB插入并提交了)COMMIT;soREAD-COMMITTED事务隔离级别只有在事务提交后才会对另一个事务产生影响。3)REPEATABLE-READ(可重读)User A User BSET AUTOCOMMIT0; SET AUTOCOMMIT0;time| SELECT * FROM t;| 返回空结果| INSERT INTO t VALUES (1, 2);|v SELECT * FROM t;返回空结果(未更改)COMMIT;SELECT * FROM t;返回空结果(仍未更改)COMMIT;SELECT * FROM t;返回1 row(新启事务查询到修改)soREPEATABLE-READ(可重读)事务隔离级别当两个事务同时进行时其中一个事务修改数据对另一个事务不会造成影响即使修改的事务已经提交也不会对另一个事务造成影响直到使用新的事务。4)SERIERLIZED(可串行化)为方便解释假设表中已有一条数据User A User BSET AUTOCOMMIT0;SET AUTOCOMMIT0;time| SELECT * FROM t;| 返回1 row| SELECT * FROM t;| 返回1 rowvUPDATE此行;被加锁等待soSERIERLIZED(可串行化)事务隔离级别最高在进行查询时就会对表或行加上共享锁其他事务对该表将只能进行读操作而不能进行写操作。(以上内容含网络摘录如有侵犯多多包涵)
