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  • 前言之前的文章mysql锁机制详解中我们详细讲解了innodb的锁机制,锁机制是用来保证在并发情况下数据的准确性,而要保证数据准确通常需要事务的支持,而mysql存储引擎innodb是通过锁机制来巧妙地实现事务隔离特性中...

    前言

    之前的文章mysql锁机制详解中我们详细讲解了innodb的锁机制,锁机制是用来保证在并发情况下数据的准确性,而要保证数据准确通常需要事务的支持,而mysql存储引擎innodb是通过锁机制来巧妙地实现事务的隔离特性中的4种隔离级别。

    事务ACID特性,其中I代表隔离性(Isolation)。隔离性是指,多个用户的并发事务访问同一个数据库时,一个用户的事务不应该被其他用户的事务干扰,多个并发事务之间要相互隔离。

    我们都知道事务的几种性质,数据库中的一致性和隔离性等是实现事务的基本思想,在系统有大量的并发访问的情况下,了解和熟练应用数据库的本身的事务隔离级别,对于写出健壮性,并发处理能力强的代码还是起关键的作用。

    1. 事务之间如何互相干扰

    一个事务是如何干扰其他事务呢?举个例子,有如下表:

    create table lock_example(id smallint(10),name varchar(20),primary key id)engine=innodb;

    表中有如下数据:

    1, zhangsan

    2, lisi

    3, wangwu

    demo1:

    事务A,先执行,处于未提交的状态:

    insert into t values(4, 'zhaoliu');

    事务B,后执行,也未提交:

    select * from t;

    如果事务B能够读取到(4, zhaoliu)这条记录,说明事务A就对事务B产生了影响,这种影响叫做“读脏”,即读到了未提交事务操作的记录。

    demo2:

    事务A,先执行:

    select * from t where id=1;

    结果集为

    1,zhangsan

    事务B,后执行,并且提交:

    update t set name=xxx where id=1;

    commit;

    事务A,再次执行相同的查询:

    select * from t where id=1;

    结果集为:

    1, xxx

    这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这种影响叫做“不可重复读”,即一个事务内相同的查询,却得到了不同的结果。

    demo3:

    事务A,先执行:

    select * from t where id>3;

    结果集为:

    NULL

    事务B,后执行,并且提交:

    insert into t values(4, zhaoliu);

    commit;

    事务A,首次查询了id>3的结果为NULL,于是想插入一条为4的记录:

    insert into t values(4, xxoo);

    结果集为:

    Error : duplicate key!

    你可能会想。。。你TM在逗我?查了id>3为空集,insert id=4时又告诉我PK冲突?→_→

    这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这种影响叫做“幻读”。

    如上,并发的事务可能导致其他事务出现读脏、不可重复读、幻读。为了避免如上情况出现,innodb又做了哪些努力呢?

    2. InnoDB实现了哪几种事务的隔离级别?

    InnoDB实现了四种不同事务的隔离级别:

    读未提交(Read Uncommitted)

    读提交(Read Committed, RC)

    可重复读(Repeated Read, RR)

    串行化(Serializable)

    不同事务的隔离级别,实际上是一致性与并发性的一个权衡与折衷。

    3. 四种事务的隔离级别,innodb如何实现?

    InnoDB使用不同的锁策略(Locking Strategy)来实现不同的隔离级别。

    a. 读未提交(Read Uncommitted)

    这种事务隔离级别下,select语句不加锁,也不是快照读。

    SELECT statements are performed in a nonlocking fashion.

    此时,可能读取到不一致的数据,即“读脏”。这是并发最高,一致性最差的隔离级别。

    b. 读提交(Read Committed, RC)

    普通select是快照读;

    加锁的select, update, delete等语句,除了在外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会封锁区间,其他时刻都只使用记录锁;

    间隙锁(gap lock)、临建锁(next-key lock)在该级别下失效;

    此时,其他事务的插入依然可以执行,就可能导致,读取到幻影记录。该级别是最常使用的。而且如果是不上锁的select,可能产生不可重复读。

    该级别下是通过快照读来防止读脏的。因为在该级别下的快照读总是能读到最新的行数据快照,当然,必须是已提交事务写入的,所以可能产生不可重复读。

    c. 可重复读(Repeated Read, RR)

    这是InnoDB默认的隔离级别,在RR下:

    普通的select使用快照读(snapshot read),这是一种不加锁的一致性读(Consistent Nonlocking Read),底层使用MVCC来实现;

    加锁的select(select ... in share mode / select ... for update), update, delete等语句,它们的锁,依赖于它们是否在唯一索引(unique index)上使用了唯一的查询条件(unique search condition,此时使用记录锁),或者范围查询条件(range-type search condition,此时使用间隙锁或临键锁);

    在唯一索引上使用唯一的查询条件,会使用记录锁(record lock),而不会封锁记录之间的间隔,即不会使用间隙锁(gap lock)与临键锁(next-key lock);

    范围查询条件或者是非唯一索引,会使用间隙锁与临键锁,锁住索引记录之间的范围,避免范围间插入记录,以避免产生幻影行记录,以及避免不可重复读;

    在该级别下

    通过快照读以及锁定区间来实现避免产生幻读和不可重复读;

    某个事务首次read记录的时间为T,未来不会读取到T时间之后已提交事务写入的记录,以保证连续相同的read读到相同的结果集,这可以防止不可重复读;

    RR下是通过间隙锁,临键锁来解决幻影读问题;

    d. 串行化(Serializable)

    这种事务的隔离级别下,所有select语句都会被隐式的转化为select ... in share mode,也就是默认上共享读锁(S锁)。

    所以,如果事务A先执行如下sql之后,会尝试获取所查询行的IS锁(和别的IS、IX锁是兼容的),这时别的事务也能获取这些行的IS锁甚至是S锁,但是如果接下来,事务A如果update或delete其中的某些行,这时就获取了X锁,别的事务即便是执行普通的select语句也会阻塞,因为它们尝试获取IS锁,但是IS锁和X锁是互斥的,这样就避免了读脏、不可重复读以及幻读,所有事务就只能串行了。

    select ... ;

    这是一致性最好的,但并发性最差的隔离级别。高并发量的场景下,几乎不会使用上述a和d这两种隔离级别。

    4. 总结

    并发事务之间相互干扰,就可能导致事务出现读脏,不可重复读,幻读等问题。

    InnoDB实现了SQL92标准中的四种隔离级别:

    读未提交:select不加锁,可能出现读脏;

    读提交(RC):普通select快照读,锁select /update /delete 会使用记录锁,可能出现不可重复读;

    可重复读(RR):普通select快照读,锁select /update /delete 根据查询条件等情况,会选择记录锁,或者间隙锁/临键锁,以防止读取到幻影记录;

    串行化:select隐式转化为select ... in share mode,会被update与delete互斥;

    InnoDB默认的隔离级别是RR,用得最多的隔离级别是RC

    总结

    以上就是这篇文章的全部内容了,希望本文的内容对大家的学习或者工作具有一定的参考学习价值,如果有疑问大家可以留言交流,谢谢大家对脚本之家的支持。

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  • 事务隔离隔离性与隔离级别当数据库上有多个事务同时执行的时候,就可能出现脏读(dirty read)、不可重复读 (non-repeatable read)、幻读(phantom read)的问题,为了解决这些问题,就有 了“隔离级别”的概念在谈隔离...

    febe31d55834ee5cd1527b8736116463.png

    事务隔离

    隔离性与隔离级别

    当数据库上有多个事务同时执行的时候,就可能出现脏读(dirty read)、不可重复读 (non-repeatable read)、幻读(phantom read)的问题,为了解决这些问题,就有 了“隔离级别”的概念

    在谈隔离级别之前,你首先要知道,你隔离得越严实,效率就会越低。因此很多时候,我们都要在二者之间寻找一个平衡点

    读未提交是指,一个事务还没提交时,它做的变更就能被别的事务看到。

    读提交是指,一个事务提交之后,它做的变更才会被其他事务看到。

    可重复读是指,一个事务执行过程中看到的数据,总是跟这个事务在启动时看到的数据一致的。当然在可重复读隔离级别下,未提交变更对其他事务也是不可见的。

    串行化,顾名思义是对于同一行记录,“写”会加“写锁”,“读”会加“读锁”。当 出现读写锁冲突的时候,后访问的事务必须等前一个事务执行完成,才能继续执行

    在实现上,数据库里面会创建一个视图,访问的时候以视图的逻辑结果为准。 在“可重复读”隔离级别下,这个视图是在事务启动时创建的,整个事务存在期间都用这个视图。 在“读提交”隔离级别下,这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。这里需要注意的是, “读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值,没有视图概念; 而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问

    事务隔离的实现

    在 MySQL 中,实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新 值,通过回滚操作,都可以得到前一个状态的值

    在查询这条记录的时候,不同时刻启动的事务会有不同的 read-view

    系统中可以存在多个版本,就是数据库的多版本并发控制(MVCC)

    回滚日志总不能一直保留,什么时候删除呢?

    答案是,在不需要的时候才删除。也就是说,系统会判断,当没有事务再需要用到这些回滚日志时,回滚日志会被删除

    什么时候才不需要了呢?就是当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候

    长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据,所以这个事务提交之前,数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留,这就会导致大量占用存储空间

    除了对回滚段的影响,长事务还占用锁资源,也可能拖垮整个库

    快照读与当前读

    如果是可重复读隔离级别,事务 T 启动的时候会创建一个视图 read-view,之后事务T 执行期间,即使有其他事务修改了数 据,事务 T 看到的仍然跟在启动时看到的一样。也就是说,一个在可重复读隔离级别下执行的事务,好像与世无争,不受外界影响

    行锁的时候,一个事务要更新一行,如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁,它又不能这么超然了,会被锁住,进入等待状态。问题是,既然进入了等待状态,那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候,它读到的值又是什么呢?

    快照在 MVCC 里是怎么工作的

    在可重复读隔离级别下,事务在启动的时候就“拍了快照”。这个快照是基于整库的

    InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID,叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的,是按申请顺序严格递增的

    而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候,都会生成一个新的数据版本,并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID,记为trx_id。同时,旧的数据版本要保留,并且在新的数据版本中,能够有信息可以直接拿到它

    也就是说,数据表中的一行记录,其实可能有多个版本 (row),每个版本有自己的 row trx_id。 每个版本不是真实存在的而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的

    因此,一个事务只需要在启动的时候声明说,“以我启动的时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就认;

    如果是我启动以后才生成的,我就不认,我必须要找到它的上一个版本

    当然,如果“上一个版本”也不可见,那就得继续往前找。还有,如果是这个事务自己更新的数据,它自己还是要认的。

    在实现上, InnoDB 为每个事务构造了一个数组,用来保存这个事务启动瞬间,当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是,启动了但还没提交。

    数组里面事务 ID 的最小值记为低水位,当前系统里面已经创建过的事务 ID 的最大值加 1 记为高水位。 这个视图数组和高水位,就组成了当前事务的一致性视图

    而数据版本的可见性规则,就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。

    InnoDB 利用了“所有数据都有多个版本”的这个特性,实现了“秒级创建快照”的能力

    一致性读(快照读)

    事务不论在什么时候查询,看到这行数据的结果都是一致的,所以我们称之为一致性读

    一个数据版本,对于一个事务视图来说,除了自己的更新总是可见以外,有三种情况:

    版本未提交,不可见;

    版本已提交,但是是在视图创建后提交的,不可见;

    版本已提交,而且是在视图创建前提交的,可见。

    当前读

    当事情要去更新数据的时候,就不能再在历史版本上更新了,否则其他事物的更新就丢失了

    更新数据都是先读后写的,而这个读,只能读当前的 值,称为“当前读”

    除了 update 语句外,select 语句如果加锁,也是当前读

    可重复读与读提交

    可重复读的核心就是一致性读(consistent read);而事务更新数据的时候,只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话,就需要进入锁等待

    而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似,它们最主要的区别是: 在可重复读隔离级别下,只需要在事务开始的时候创建一致性视图,之后事务里的其他查询都共用这个一致性视图; 在读提交隔离级别下,每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图

    为什么表结构不支持“可重复读”?

    这是因为表结构没有对应的行数据,也没有 row trx_id,因此只能遵循当前读的逻辑

    间隙锁

    幻读指的是一个事务 前后两次查询同一个范围的时候,后一次查询看到了前一次查询没有看到的行

    为了解决幻读问题,InnoDB 只好引入新的锁,也就是 间隙锁 (Gap Lock),间隙锁,锁的就是两个值之间的空隙

    跟间隙锁存在冲突关系的,是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作

    间隙锁和行锁合称 next-key lock,每个 next-key lock 是前开后闭区间

    我们把间隙锁记为开区间,把 next-key lock 记为前开后闭区间

    InnoDB 给每个索引加了一个不存在的最大值 supremum,这样才符合我们前面说的“都是前开后闭区间”

    间隙锁和 next-key lock 的引入,帮我们解决了幻读的问题,但同时也带来了一些“困扰”

    间隙锁的引入,可能会导致同样的语句锁住更大的范围,这其实是影响了并发度的

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  • 事务并发可能产生的问题:(在不考虑事务隔离的情况下)脏读:脏读是指在一个事务处理过程里读取了另一个未提交的事务中的数据。不可重复读:不可重复读是指在对于数据库中的某个数据,一个事务范围内多次查询却返回了...

    事务并发可能产生的问题:(在不考虑事务隔离的情况下)

    脏读:

    脏读是指在一个事务处理过程里读取了另一个未提交的事务中的数据。

    不可重复读:

    不可重复读是指在对于数据库中的某个数据,一个事务范围内多次查询却返回了不同的数据值,这是由于在查询间隔,被另一个事务修改并提交了。

    幻读/虚读:

    是指当事务不是独立执行时发生的一种现象,例如第一个事务对一个表中的数据进行了修改,这种修改涉及到表中的全部数据行。同时,第二个事务也修改这个表中的数据,这种修改是向表中插入一行新数据。那么,以后就会发生操作第一个事务的用户发现表中还有没有修改的数据行,就好象发生了幻觉一样。

    不可重复读与幻读的区别:

    不可重复读的重点是修改,同样的条件,你读取过的数据,再次读取出来发现值不一样;(主要在于update)

    幻读的重点在于新增或者删除,同样的条件,第 1 次和第 2 次读出来的记录数不一样。(主要在于insert和delete)

    MVCC(多版本并发控制)

    MVCC就是为了实现读写冲突不加锁

    多版本并发控制,顾名思义,在并发访问的时候,数据存在版本的概念,可以有效地提升数据库并发能力,常见的数据库如MySQL、MS SQL Server、IBM DB2、Hbase、MongoDB等等都在使用。

    简单讲,如果没有MVCC,当想要读取的数据被其他事务用排它锁锁住时,只能互斥等待;而这时MVCC可以通过提供历史版本从而实现读取被锁的数据的历史版本,从而避免了互斥等待。

    InnoDB采用的MVCC实现方式是:在需要时,通过undo日志构造出历史版本。

    事务的隔离级别:

    为了解决上面说的并发所导致的问题,就需要设置数据的隔离级别,事务的隔离级别是通过锁、MVCC的方式实现

    Read uncommitted:读未提交,最低级别,以上情况都无法保证

    实现机制:在前文有说到所有写操作都会加排它锁,那还怎么读未提交呢?因为排他锁会阻止其它事务再对其锁定的数据加读或写的锁,但是对不加锁的读就不起作用了。READ UNCOMMITTED隔离级别下, 读不会加任何锁。而写会加排他锁,并到事务结束之后释放。

    Read committed:读已提交,防止数据脏读

    实现机制:事务中的修改操作会加排他锁,直到事务提交时才释放锁。读取数据不加锁而是使用了MVCC机制。因此在读已提交的级别下,都会通过MVCC获取当前数据的最新快照,不加任何锁,也无视任何锁(因为历史数据是构造出来的,身上不可能有锁)。

    为什么Read committed可以防止数据脏读:脏读是因为读取了其他事务未提交的数据,之后事务回滚了,导致脏读。但是如果在事务中修改数据时加了排他锁,并且直到事务提交时才释放排他锁,在这之间不允许其他事务查询此记录,所以不会出现脏读。

    为什么遗留了不可重复读和幻读问题:MVCC版本的生成时机: 是每次select时。这就意味着,如果我们在事务A中执行多次的select,在每次select之间有其他事务更新了我们读取的数据并提交了,那就出现了不可重复读,即:重复读时,会出现数据不一致问题,后面我们会讲解超支现象,就是这种引起的。

    Repeatable read:

    实现机制:READ COMMITTED级别不同的是MVCC版本的生成时机,即:一次事务中只在第一次select时生成版本,后续的查询都是在这个版本上进行,从而实现了可重复读。

    Serializable:

    实现机制:所有的读操作均为当前读,读加读锁 (S锁),写加写锁 (X锁)。采用的是范围锁RangeS RangeS_S模式,锁定检索范围为只读,这样就避免了幻影读问题。

    Serializable隔离级别下,读写冲突,因此并发度急剧下降,在MySQL/InnoDB下不建议使用。

    查看当前数据库隔离级别:

    show global variables like '%isolation%';

    MySQL数据库设置事务隔离级别:(设置数据库的隔离级别要在开启事务之前)

    set [global | session] transaction isolation level 隔离级别名称; 或 set tx_isolation='隔离级别名称'

    set session transaction isolation level read uncommitted; -- 设置read uncommitted级别

    set session transaction isolation level read committed; -- 设置read committed级别

    set session transaction isolation level repeatable read; -- 设置repeatable read级别

    set session transaction isolation level serializable; -- 设置serializable级别

    ADO.NET设置事务隔离级别:

    var tran = conn.BeginTransaction(IsolationLevel.ReadUncommitted)

    测试几种隔离级别:

    read uncommitted:

    打开两个会话,先后执行会话1、会话2中的代码

    会话1:

    set autocommit=0; -- 设置不自动提交

    update actor set first_name='fan' where actor_id=1; -- 将姓名修改为fan,不提交

    会话2:

    set session transaction isolation level read uncommitted; -- 将当前会话隔离级别设置为read uncommitted

    select * from actor where actor_id=1; -- 可以读取到会话1修改后的数据

    read committed:

    会话1:

    set autocommit=0;

    update actor set first_name='fan' where actor_id=1;

    会话2:

    set session transaction isolation level read committed; -- 将当前会话隔离级别设置为read committed

    select * from actor where actor_id=1; -- 会话2读取到的还是原来的数据,直到会话1提交后,会话2才可以读到修改后的数据

    再测试一下是否可以重复读:

    会话1:

    set session transaction isolation level read committed;

    set autocommit=0;

    select * from actor where actor_id=1; -- 先执行这个sql,查看结果。然后再执行会话2

    select * from actor where actor_id=1; -- 执行完会话2后再执行一次查询,对比两次结果是否一致

    会话2:

    update actor set first_name='fan' where actor_id=1; -- 将姓名修改为fan

    结果是会话1中两次查询结果不一致

    repeatable read:

    会话1:

    set session transaction isolation level repeatable read;

    set autocommit=0;

    select * from actor where actor_id=1; -- 先执行这个sql,查看结果。然后再执行会话2

    select * from actor where actor_id=1; -- 执行完会话2后再执行一次查询,对比两次结果是否一致

    会话2:

    update actor set first_name='fan' where actor_id=1; -- 将姓名修改为fan

    结果是会话1中两次查询结果一致

    serializable:

    会话1:

    set session transaction isolation level serializable;

    set autocommit=0;

    select * from actor where actor_id=1;

    会话2:

    update actor set first_name='fan' where actor_id=1;

    执行完会话1,此时会话1未提交,id=1的记录加了读锁,会话2执行update会被阻塞

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    学习丁奇的MYSQL基础课时觉得比较重要的几点,特记录下来:

    大家应该都知道 mysql 中的事务隔离有以下几种情况:

    事务隔离读未提交(脏读),是指该事务可以读取到别的事务已更新或插入或删除,但还未提交的结果。

    读已提交,是指该事务只能读取到别的事务已提交时的结果。

    可重复读,是指该事务在执行过程中看到的数据,总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的,在这种情况下,本事务未提交的变更对其他事务也是不可见的。

    串行化,是指对同一行记录,读会加读锁,写会加写锁。当出现读写锁冲突的时候,后访问的事务必须等到前一个事务执行完成,才能继续执行。

    1、如果隔离级别是读未提交(脏读),由于事务B 未提交,但是结果已经被 A 看到了,因此 V1 的值 2,V2 、V3 的值都是 2。

    2、如果隔离级别是读提交,由于事务B 未提交时不会被 A 看到,因此 V1 的值 1,V2 、V3 的值都是 2。

    3、如果隔离级别是可重复读,由于事务A 未提交时,事务 B 想前看到的结果都是一样的,因此 V1、V2 的值是 1 ,V3 的值都是 2。

    4、如果隔离级别是串行化,由于事务A 未提交对当前行加了一个读锁,事务 B 在将 1 改成 2 时就会进入锁等待状态,并未继续运行,因此 V1、V2 的值都是 1 ,事务 A 提交后 B 进行一系列更新操作,在提交事务 B 不能读,因此 V3 的值是 2。

    那么问题来了

    数据库都是支持高并发的,数据库是如何实现这 4 种隔离级别的呢?

    在实现上,数据库里面会创建一个视图,访问的时候以视图的逻辑结果为准。在“可重复读”隔离级别下,这个视图在事务启动时创建的,整个事务存在期间都用这个视图。在”读未提交“隔离级别下直接返回记录上的最新值,没有视图概念,而”串行化“隔离级别下直接使用加锁的方式来避免并行访问。

    继续展开说明“可重复读”这种隔离级别。

    假设一个值从 1 被顺序改为 2,3,4,在回滚日志里面就会有类似下面的记录。

    当前值为4,但是在查询这条记录的时候,不同时刻启动的事务会有不同的 read-view。 如图中看到的,在视图 A、B、C 里面,这一个记录的值分别是 1、2、4, 同一条记录在系统中可以存在多个版本,就是数据库的多版本并发控制,对于 read-view A,要得到 1 就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

    同时会发现,即使现在有另外一个事正在将 4 改成 5,这个事务跟 read-view A、B、C 对应的事务是不会冲突的。

    你一定会问,回滚日志不能一直保留吧,什么时候删除呢? 答案是,在不需要的时候删除,什么时候不需要呢,就是当没有需要用到这些回滚日志时,就会被删除。就是当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候。

    基于上面的说明,我建议你尽量不要使用长事务。它将导致回滚日志长时间无法删除,还战胜锁资源,也可能拖垮整个库。

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  • 深入理解MySQL中事务隔离级别的实现原理前言定义标准SQL隔离级别实现原理标准SQL事务隔离级别实现原理InnoDB事务隔离级别实现原理1、锁定读和一致性非锁定读2、当前读和快照读3、隐式锁定和显式锁定一些常见误区 ...
  • 我们都知道数据库在并发同时执行的...我们以Mysql为例,Mysql是怎么实现这些隔离级别的呢? 1. 通过数据库行锁实现 Mysql的行锁有两种,【读锁】(共享锁)和【写锁】(排它锁)。如果有一行数据如果加了【读锁】,那么
  • 摘要本文旨在了解MySQL InnoDB引擎如何支持事务隔离级别。文章主要内容分两个部分。第一部分阐述数据库的并发问题以及为之产生的ANSI SQL 标准隔离级别。第二部分根据 MySQL 官方文档解释 InnoDB 是如何支持这些...
  • 为什么你改了我还看不见1.1 隔离性与隔离级别1.2 事务隔离实现1.3 事务的启动方式1.4 避免长事务对业务的影响1.5 如何删除表中的前10000行数据2 事务到底是隔离的还是不隔离的2.1 “快照”在MVCC里是怎么工作的 ...
  • 展开全部SQL标准定义了4类隔离级别,包括了一些具体规则,32313133353236313431303231363533e58685e5aeb931333365666165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...
  • 大家脑子里一定很容易蹦出一堆事务的相关知识,如事务的ACID特性,隔离级别,解决的问题(脏读,不可重复读,幻读)等等,但是可能很少有人真正的清楚事务的这些特性又是怎么实现的,为什么要有四个隔离级别。...
  • 展开全部修改方法有两种方法可以对配置了 systemd 的程序进行资源... 命令行修改:通过执行systemctl set-property命令实现,形式为systemctl set-propertyname parameter=value;修改默认即时生效。2. 手工修改文件...
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  • 事务ACID特性,其中I代表隔离性(Isolation)。   什么是事务隔离性?...一个事务怎么会干扰其他事务呢? 咱们举例子来说明,假设有InnoDB表: t(id PK, name);   表中有三条记录: 1, shenjian 2, zhan...

空空如也

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怎么实现事务隔离