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很多小伙伴對 MySQL 的隔離級別一直心存疑惑，其實這個問題一點都不難，關鍵看怎么講!單純的看理論，絕對讓你暈頭轉向，但是，如果我們通過幾個實際的 SQL 來演示一些，大家就會發(fā)現(xiàn)這玩意原來這么簡單!

今天松哥想通過幾個簡單的案例，來和大家演示一下 MySQL 中的事務隔離級別問題。

1. 理論

MySQL 中事務的隔離級別一共分為四種，分別如下：

• 序列化(SERIALIZABLE)
• 可重復讀(REPEATABLE READ)
• 提交讀(READ COMMITTED)
• 未提交讀(READ UNCOMMITTED)

四種不同的隔離級別含義分別如下：

1）.SERIALIZABLE

如果隔離級別為序列化，則用戶之間通過一個接一個順序地執(zhí)行當前的事務，這種隔離級別提供了事務之間最大限度的隔離。

2）.REPEATABLE READ

在可重復讀在這一隔離級別上，事務不會被看成是一個序列。不過，當前正在執(zhí)行事務的變化仍然不能被外部看到，也就是說，如果用戶在另外一個事務中執(zhí)行同條 SELECT 語句數(shù)次，結果總是相同的。(因為正在執(zhí)行的事務所產(chǎn)生的數(shù)據(jù)變化不能被外部看到)。

3）.READ COMMITTED

READ COMMITTED 隔離級別的安全性比 REPEATABLE READ 隔離級別的安全性要差。處于 READ COMMITTED 級別的事務可以看到其他事務對數(shù)據(jù)的修改。也就是說，在事務處理期間，如果其他事務修改了相應的表，那么同一個事務的多個 SELECT 語句可能返回不同的結果。

4）.READ UNCOMMITTED

READ UNCOMMITTED 提供了事務之間最小限度的隔離。除了容易產(chǎn)生虛幻的讀操作和不能重復的讀操作外，處于這個隔離級的事務可以讀到其他事務還沒有提交的數(shù)據(jù)，如果這個事務使用其他事務不提交的變化作為計算的基礎，然后那些未提交的變化被它們的父事務撤銷，這就導致了大量的數(shù)據(jù)變化。

在 MySQL 數(shù)據(jù)庫種，默認的事務隔離級別是 REPEATABLE READ

2. SQL 實踐

接下來通過幾條簡單的 SQL 向讀者驗證上面的理論。

2.1 查看隔離級別

通過如下 SQL 可以查看數(shù)據(jù)庫實例默認的全局隔離級別和當前 session 的隔離級別：

MySQL8 之前使用如下命令查看 MySQL 隔離級別：

SELECT @@GLOBAL.tx_isolation, @@tx_isolation; 

查詢結果如圖：

可以看到，默認的隔離級別為 REPEATABLE-READ，全局隔離級別和當前會話隔離級別皆是如此。

MySQL8 開始，通過如下命令查看 MySQL 默認隔離級別：

SELECT @@GLOBAL.transaction_isolation, @@transaction_isolation; 

就是關鍵字變了，其他都一樣。

通過如下命令可以修改隔離級別(建議開發(fā)者在修改時修改當前 session 隔離級別即可，不用修改全局的隔離級別)：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED 

上面這條 SQL 表示將當前 session 的數(shù)據(jù)庫隔離級別設置為 READ UNCOMMITTED，設置成功后，再次查詢隔離級別，發(fā)現(xiàn)當前 session 的隔離級別已經(jīng)變了，如圖1-2：

注意，如果只是修改了當前 session 的隔離級別，則換一個 session 之后，隔離級別又會恢復到默認的隔離級別，所以我們測試時，修改當前 session 的隔離級別即可。

2.2 READ UNCOMMITTED

2.2.1 準備測試數(shù)據(jù)

READ UNCOMMITTED 是最低隔離級別，這種隔離級別中存在臟讀、不可重復讀以及幻象讀問題，所以這里我們先來看這個隔離級別，借此大家可以搞懂這三個問題到底是怎么回事。

下面分別予以介紹。

首先創(chuàng)建一個簡單的表，預設兩條數(shù)據(jù)，如下：

表的數(shù)據(jù)很簡單，有 javaboy 和 itboyhub 兩個用戶，兩個人的賬戶各有 1000 人民幣。現(xiàn)在模擬這兩個用戶之間的一個轉賬操作。

注意，如果讀者使用的是 Navicat 的話，不同的查詢窗口就對應了不同的 session，如果讀者使用了 SQLyog 的話，不同查詢窗口對應同一個 session，因此如果使用 SQLyog，需要讀者再開啟一個新的連接，在新的連接中進行查詢操作。

2.2.2 臟讀

一個事務讀到另外一個事務還沒有提交的數(shù)據(jù)，稱之為臟讀。具體操作如下：

首先打開兩個SQL操作窗口，假設分別為 A 和 B，在 A 窗口中輸入如下幾條 SQL (輸入完成后不用執(zhí)行)：

START TRANSACTION; 
UPDATE account set balance=balance+100 where name='javaboy'; 
UPDATE account set balance=balance-100 where name='itboyhub'; 
COMMIT; 

在 B 窗口執(zhí)行如下 SQL，修改默認的事務隔離級別為 READ UNCOMMITTED，如下：

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED 

接下來在 B 窗口中輸入如下 SQL，輸入完成后，首先執(zhí)行第一行開啟事務(注意只需要執(zhí)行一行即可)：

START TRANSACTION; 
SELECT * from account; 
COMMIT; 

接下來執(zhí)行 A 窗口中的前兩條 SQL，即開啟事務，給 javaboy 這個賬戶添加 100 元。

進入到 B 窗口，執(zhí)行 B 窗口的第二條查詢 SQL(SELECT * from user;)，結果如下：

可以看到，A 窗口中的事務，雖然還未提交，但是 B 窗口中已經(jīng)可以查詢到數(shù)據(jù)的相關變化了。

這就是臟讀問題。

2.2.3 不可重復讀

不可重復讀是指一個事務先后讀取同一條記錄，但兩次讀取的數(shù)據(jù)不同，稱之為不可重復讀。具體操作步驟如下(操作之前先將兩個賬戶的錢都恢復為1000)：

首先打開兩個查詢窗口 A 和 B ，并且將 B 的數(shù)據(jù)庫事務隔離級別設置為 READ UNCOMMITTED。具體 SQL 參考上文，這里不贅述。

在 B 窗口中輸入如下 SQL，然后只執(zhí)行前兩條 SQL 開啟事務并查詢 javaboy 的賬戶：

START TRANSACTION; 
SELECT * from account where name='javaboy'; 
COMMIT; 

前兩條 SQL 執(zhí)行結果如下：

在 A 窗口中執(zhí)行如下 SQL，給 javaboy 這個賬戶添加 100 塊錢，如下：

START TRANSACTION; 
UPDATE account set balance=balance+100 where name='javaboy'; 
COMMIT; 

4.再次回到 B 窗口，執(zhí)行 B 窗口的第二條 SQL 查看 javaboy 的賬戶，結果如下：

javaboy 的賬戶已經(jīng)發(fā)生了變化，即前后兩次查看 javaboy 賬戶，結果不一致，這就是不可重復讀。

和臟讀的區(qū)別在于，臟讀是看到了其他事務未提交的數(shù)據(jù)，而不可重復讀是看到了其他事務已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)(由于當前 SQL 也是在事務中，因此有可能并不想看到其他事務已經(jīng)提交的數(shù)據(jù))。

2.2.4 幻象讀

幻象讀和不可重復讀非常像，看名字就是產(chǎn)生幻覺了。

我舉一個簡單例子。

在 A 窗口中輸入如下 SQL：

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

然后在 B 窗口輸入如下 SQL：

START TRANSACTION; 
SELECT * from account; 
delete from account where name='zhangsan'; 
COMMIT; 

我們執(zhí)行步驟如下：

1. 首先執(zhí)行 B 窗口的前兩行，開啟一個事務，同時查詢數(shù)據(jù)庫中的數(shù)據(jù)，此時查詢到的數(shù)據(jù)只有 javaboy 和 itboyhub。
2. 執(zhí)行 A 窗口的前兩行，向數(shù)據(jù)庫中添加一個名為 zhangsan 的用戶，注意不用提交事務。
3. 執(zhí)行 B 窗口的第二行，由于臟讀問題，此時可以查詢到 zhangsan 這個用戶。
4. 執(zhí)行 B 窗口的第三行，去刪除 name 為 zhangsan 的記錄，這個時候刪除就會出問題，雖然在 B 窗口中可以查詢到 zhangsan，但是這條記錄還沒有提交，是因為臟讀的原因才看到了，所以是沒法刪除的。此時就產(chǎn)生了幻覺，明明有個 zhangsan，卻無法刪除。

這就是幻讀。

看了上面的案例，大家應該明白了臟讀、不可重復讀以及幻讀各自是什么含義了。

2.3 READ COMMITTED

和 READ UNCOMMITTED 相比，READ COMMITTED 主要解決了臟讀的問題，對于不可重復讀和幻象讀則未解決。

將事務的隔離級別改為 READ COMMITTED 之后，重復上面關于臟讀案例的測試，發(fā)現(xiàn)已經(jīng)不存在臟讀問題了;重復上面關于不可重復讀案例的測試，發(fā)現(xiàn)不可重復讀問題依然存在。

上面那個案例不適用于幻讀的測試，我們換一個幻讀的測試案例。

還是兩個窗口 A 和 B，將 B 窗口的隔離級別改為 READ COMMITTED，

然后在 A 窗口輸入如下測試 SQL：

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

在 B 窗口輸入如下測試 SQL：

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

測試方式如下：

1. 首先執(zhí)行 B 窗口的前兩行 SQL，開啟事務并查詢數(shù)據(jù)，此時查到的只有 javaboy 和 itboyhub 兩個用戶。
2. 執(zhí)行 A 窗口的前兩行 SQL，插入一條記錄，但是并不提交事務。
3. 執(zhí)行 B 窗口的第二行 SQL，由于現(xiàn)在已經(jīng)沒有了臟讀問題，所以此時查不到 A 窗口中添加的數(shù)據(jù)。
4. 執(zhí)行 B 窗口的第三行 SQL，由于 name 字段唯一，因此這里會無法插入。此時就產(chǎn)生幻覺了，明明沒有 zhangsan 這個用戶，卻無法插入 zhangsan。

2.4 REPEATABLE READ

和 READ COMMITTED 相比，REPEATABLE READ 進一步解決了不可重復讀的問題，但是幻象讀則未解決。

REPEATABLE READ 中關于幻讀的測試和上一小節(jié)基本一致，不同的是第二步中執(zhí)行完插入 SQL 后記得提交事務。

由于 REPEATABLE READ 已經(jīng)解決了不可重復讀，因此第二步即使提交了事務，第三步也查不到已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，第四步繼續(xù)插入就會出錯。

注意，REPEATABLE READ 也是 InnoDB 引擎的默認數(shù)據(jù)庫事務隔離級別

2.5 SERIALIZABLE

SERIALIZABLE 提供了事務之間最大限度的隔離，在這種隔離級別中，事務一個接一個順序的執(zhí)行，不會發(fā)生臟讀、不可重復讀以及幻象讀問題，最安全。

如果設置當前事務隔離級別為 SERIALIZABLE，那么此時開啟其他事務時，就會阻塞，必須等當前事務提交了，其他事務才能開啟成功，因此前面的臟讀、不可重復讀以及幻象讀問題這里都不會發(fā)生。

3. 總結

總的來說，隔離級別和臟讀、不可重復讀以及幻象讀的對應關系如下：

性能關系如圖：

好了，這篇文章就和小伙伴們先說這么多，大家不妨寫幾行 SQL 試一試。