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  • 前言 ...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
  • 今天就复盘一下单机事务隔离性是如何实现的? 隔离的本质就是控制并发,如果SQL语句就是串行执行的。那么数据库的四大特性中就不会有隔离性这个概念了,也就不会有脏读,不可重复读,幻读等各种问题了 对数据库的...

    请添加图片描述

    并发场景

    最近做了一些分布式事务的项目,对事务的隔离性有了更深的认识,后续写文章聊分布式事务。今天就复盘一下单机事务的隔离性是如何实现的?

    隔离的本质就是控制并发,如果SQL语句就是串行执行的。那么数据库的四大特性中就不会有隔离性这个概念了,也就不会有脏读,不可重复读,幻读等各种问题了

    对数据库的各种并发操作,只有如下四种,写写,读读,读写和写读

    写-写

    事务A更新一条记录的时候,事务B能同时更新同一条记录吗?

    答案肯定是不能的,不然就会造成脏写问题,那如何避免脏写呢?答案就是加锁

    读-读

    MySQL读操作默认情况下不会加锁,所以可以并行的读

    读-写 和 写-读

    基于各种场景对并发操作容忍程度不同,MySQL就搞了个隔离性的概念。你自己根据业务场景选择隔离级别。

    √ 为会发生,×为不会发生

    隔离级别脏读不可重复读幻读
    read uncommitted(未提交读)
    read committed(提交读)×
    repeatable read(可重复读)××
    serializable (可串行化)×××

    所以你看,MySQL是通过锁和隔离级别对MySQL进行并发控制的

    MySQL中的锁

    行级锁

    InnoDB存储引擎中有如下两种类型的行级锁

    1. 共享锁(Shared Lock,简称S锁),在事务需要读取一条记录时,需要先获取改记录的S锁
    2. 排他锁(Exclusive Lock,简称X锁),在事务要改动一条记录时,需要先获取该记录的X锁

    如果事务T1获取了一条记录的S锁之后,事务T2也要访问这条记录。如果事务T2想再获取这个记录的S锁,可以成功,这种情况称为锁兼容,如果事务T2想再获取这个记录的X锁,那么此操作会被阻塞,直到事务T1提交之后将S锁释放掉

    如果事务T1获取了一条记录的X锁之后,那么不管事务T2接着想获取该记录的S锁还是X锁都会被阻塞,直到事务1提交,这种情况称为锁不兼容。

    多个事务可以同时读取记录,即共享锁之间不互斥,但共享锁会阻塞排他锁。排他锁之间互斥

    S锁和X锁之间的兼容关系如下

    兼容性X锁S锁
    X锁互斥互斥
    S锁互斥兼容

    update,delete,insert 都会自动给涉及到的数据加上排他锁,select 语句默认不会加任何锁

    那什么情况下会对读操作加锁呢?

    1. select … lock in share mode,对读取的记录加S锁
    2. select … for update ,对读取的记录加X锁
    3. 在事务中读取记录,对读取的记录加S锁
    4. 事务隔离级别在 SERIALIZABLE 下,对读取的记录加S锁

    InnoDB中有如下三种锁

    1. Record Lock:对单个记录加锁
    2. Gap Lock:间隙锁,锁住记录前面的间隙,不允许插入记录
    3. Next-key Lock:同时锁住数据和数据前面的间隙,即数据和数据前面的间隙都不允许插入记录

    写个Demo演示一下

    CREATE TABLE `girl` (
      `id` int(11) NOT NULL,
      `name` varchar(255),
      `age` int(11),
      PRIMARY KEY (`id`)
    ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
    
    insert into girl values
    (1, '西施', 20),
    (5, '王昭君', 23),
    (8, '貂蝉', 25),
    (10, '杨玉环', 26),
    (12, '陈圆圆', 20);
    

    Record Lock

    对单个记录加锁

    如把id值为8的数据加一个Record Lock,示意图如下
    在这里插入图片描述
    Record Lock也是有S锁和X锁之分的,兼容性和之前描述的一样。

    SQL执行加什么样的锁受很多条件的制约,比如事务的隔离级别,执行时使用的索引(如,聚集索引,非聚集索引等),因此就不详细分析了,举几个简单的例子。

    -- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主键进行等值查询
    -- 对id=8的记录加S型Record Lock
    select * from girl where id = 8 lock in share mode;
    
    -- READ UNCOMMITTED/READ COMMITTED/REPEATABLE READ 利用主键进行等值查询
    -- 对id=8的记录加X型Record Lock
    select * from girl where id = 8 for update;
    

    Gap Lock

    锁住记录前面的间隙,不允许插入记录

    MySQL在可重复读隔离级别下可以通过MVCC和加锁来解决幻读问题

    当前读:加锁
    快照读:MVCC

    但是该如何加锁呢?因为第一次执行读取操作的时候,这些幻影记录并不存在,我们没有办法加Record Lock,此时可以通过加Gap Lock解决,即对间隙加锁。
    在这里插入图片描述
    如一个事务对id=8的记录加间隙锁,则意味着不允许别的事务在id=8的记录前面的间隙插入新记录,即id值在(5, 8)这个区间内的记录是不允许立即插入的。直到加间隙锁的事务提交后,id值在(5, 8)这个区间中的记录才可以被提交

    我们来看如下一个SQL的加锁过程

    -- REPEATABLE READ 利用主键进行等值查询
    -- 但是主键值并不存在
    -- 对id=8的聚集索引记录加Gap Lock
    SELECT * FROM girl WHERE id = 7 LOCK IN SHARE MODE;
    

    由于id=7的记录不存在,为了禁止幻读现象(避免在同一事务下执行相同的语句得到的结果集中有id=7的记录),所以在当前事务提交前我们要预防别的事务插入id=7的记录,此时在id=8的记录上加一个Gap Lock即可,即不允许别的事务插入id值在(5, 8)这个区间的新记录

    在这里插入图片描述
    给大家提一个问题,Gap Lock只能锁定记录前面的间隙,那么最后一条记录后面的间隙该怎么锁定?

    其实mysql数据是存在页中的,每个页有2个伪记录

    1. Infimum记录,表示该页面中最小的记录
    2. upremum记录,表示该页面中最大的记录

    为了防止其它事务插入id值在(12, +∞)这个区间的记录,我们可以给id=12记录所在页面的Supremum记录加上一个gap锁,此时就可以阻止其他事务插入id值在(12, +∞)这个区间的新记录

    Next-key Lock

    同时锁住数据和数据前面的间隙,即数据和数据前面的间隙都不允许插入记录
    所以你可以这样理解Next-key Lock=Record Lock+Gap Lock
    在这里插入图片描述

    -- REPEATABLE READ 利用主键进行范围查询
    -- 对id=8的聚集索引记录加S型Record Lock
    -- 对id>8的所有聚集索引记录加S型Next-key Lock(包括Supremum伪记录)
    SELECT * FROM girl WHERE id >= 8 LOCK IN SHARE MODE;
    

    因为要解决幻读的问题,所以需要禁别的事务插入id>=8的记录,所以

    • 对id=8的聚集索引记录加S型Record Lock
    • 对id>8的所有聚集索引记录加S型Next-key Lock(包括Supremum伪记录)

    表级锁

    表锁也有S锁和X锁之分

    在对某个表执行select,insert,update,delete语句时,innodb存储引擎是不会为这个表添加表级别的S锁或者X锁。

    在对表执行一些诸如ALTER TABLE,DROP TABLE这类的DDL语句时,会对这个表加X锁,因此其他事务对这个表执行诸如SELECT INSERT UPDATE DELETE的语句会发生阻塞

    在系统变量autocommit=0,innodb_table_locks = 1时,手动获取InnoDB存储引擎提供的表t的S锁或者X锁,可以这么写

    对表t加表级别的S锁

    lock tables t read
    

    对表t加表级别的X锁

    lock tables t write
    

    如果一个事务给表加了S锁,那么

    • 别的事务可以继续获得该表的S锁
    • 别的事务可以继续获得表中某些记录的S锁
    • 别的事务不可以继续获得该表的X锁
    • 别的事务不可以继续获得表中某些记录的X锁

    如果一个事务给表加了X锁,那么

    • 别的事务不可以继续获得该表的S锁
    • 别的事务不可以继续获得表中某些记录的S锁
    • 别的事务不可以继续获得该表的X锁
    • 别的事务不可以继续获得表中某些记录的X锁

    所以修改线上的表时一定要小心,因为会使大量事务阻塞,目前有很多成熟的修改线上表的方法,不再赘述

    隔离级别

    读未提交:每次读取最新的记录,没有做特殊处理
    串行化:事务串行执行,不会产生并发

    所以我们重点关注读已提交可重复读的隔离实现!

    这两种隔离级别是通过MVCC(多版本并发控制)来实现的,本质就是MySQL通过undolog存储了多个版本的历史数据,根据规则读取某一历史版本的数据,这样就可以在无锁的情况下实现读写并行,提高数据库性能

    那么undolog是如何存储修改前的记录?

    对于使用InnoDB存储引擎的表来说,聚集索引记录中都包含下面2个必要的隐藏列

    trx_id:一个事务每次对某条聚集索引记录进行改动时,都会把该事务的事务id赋值给trx_id隐藏列

    roll_pointer:每次对某条聚集索引记录进行改动时,都会把旧的版本写入undo日志中。这个隐藏列就相当于一个指针,通过他找到该记录修改前的信息

    如果一个记录的name从貂蝉被依次改为王昭君,西施,会有如下的记录,多个记录构成了一个版本链

    在这里插入图片描述

    为了判断版本链中哪个版本对当前事务是可见的,MySQL设计出了ReadView的概念。4个重要的内容如下

    m_ids:在生成ReadView时,当前系统中活跃的事务id列表
    min_trx_id:在生成ReadView时,当前系统中活跃的最小的事务id,也就是m_ids中的最小值
    max_trx_id:在生成ReadView时,系统应该分配给下一个事务的事务id值
    creator_trx_id:生成该ReadView的事务的事务id

    当对表中的记录进行改动时,执行insert,delete,update这些语句时,才会为事务分配唯一的事务id,否则一个事务的事务id值默认为0。

    max_trx_id并不是m_ids中的最大值,事务id是递增分配的。比如现在有事务id为1,2,3这三个事务,之后事务id为3的事务提交了,当有一个新的事务生成ReadView时,m_ids的值就包括1和2,min_trx_id的值就是1,max_trx_id的值就是4

    请添加图片描述
    执行过程如下:

    1. 如果被访问版本的trx_id=creator_id,意味着当前事务在访问它自己修改过的记录,所以该版本可以被当前事务访问
    2. 如果被访问版本的trx_id<min_trx_id,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView前已经提交,所以该版本可以被当前事务访问
    3. 被访问版本的trx_id>=max_trx_id,表明生成该版本的事务在当前事务生成ReadView后才开启,该版本不可以被当前事务访问
    4. 被访问版本的trx_id是否在m_ids列表中
      4.1 是,创建ReadView时,该版本还是活跃的,该版本不可以被访问。顺着版本链找下一个版本的数据,继续执行上面的步骤判断可见性,如果最后一个版本还不可见,意味着记录对当前事务完全不可见
      4.2 否,创建ReadView时,生成该版本的事务已经被提交,该版本可以被访问

    好了,我们知道了版本可见性的获取规则,那么是怎么实现读已提交和可重复读的呢?

    其实很简单,就是生成ReadView的时机不同

    举个例子,先建立如下表

    CREATE TABLE `girl` (
      `id` int(11) NOT NULL,
      `name` varchar(255),
      `age` int(11),
      PRIMARY KEY (`id`)
    ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8;
    

    Read Committed

    Read Committed(读已提交),每次读取数据前都生成一个ReadView

    在这里插入图片描述
    下面是3个事务执行的过程,一行代表一个时间点
    在这里插入图片描述
    先分析一下5这个时间点select的执行过程

    1. 系统中有两个事务id分别为100,200的事务正在执行
    2. 执行select语句时生成一个ReadView,mids=[100,200],min_trx_id=100,max_trx_id=201,creator_trx_id=0(select这个事务没有执行更改操作,事务id默认为0)
    3. 最新版本的name列为西施,该版本trx_id值为100,在mids列表中,不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本
    4. 下一个版本的name列王昭君,该版本的trx_id值为100,也在mids列表内,因此也不符合要求,继续跳到下一个版本
    5. 下一个版本的name列为貂蝉,该版本的trx_id值为10,小于min_trx_id,因此最后返回的name值为貂蝉

    在这里插入图片描述

    再分析一下8这个时间点select的执行过程

    1. 系统中有一个事务id为200的事务正在执行(事务id为100的事务已经提交)
    2. 执行select语句时生成一个ReadView,mids=[200],min_trx_id=200,max_trx_id=201,creator_trx_id=0
    3. 最新版本的name列为杨玉环,该版本trx_id值为200,在mids列表中,不符合可见性要求,根据roll_pointer跳到下一个版本
    4. 下一个版本的name列为西施,该版本的trx_id值为100,小于min_trx_id,因此最后返回的name值为西施

    当事务id为200的事务提交时,查询得到的name列为杨玉环。

    Repeatable Read

    Repeatable Read(可重复读),在第一次读取数据时生成一个ReadView
    在这里插入图片描述
    可重复读因为只在第一次读取数据的时候生成ReadView,所以每次读到的是相同的版本,即name值一直为貂蝉,具体的过程上面已经演示了两遍了,我这里就不重复演示了,相信你一定会自己分析了。

    参考博客

    [1]https://souche.yuque.com/bggh1p/8961260/gyzlaf
    [2]https://zhuanlan.zhihu.com/p/35477890

    展开全文
  • 主要介绍了MySQL事务及Spring隔离级别实现原理详解,文中通过示例代码介绍的非常详细,对大家的学习或者工作具有一定的参考学习价值,需要的朋友可以参考下
  • 事务隔离的时候,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还是看到和启动时一样的。 在事务分析的过程中我们需要注意事务的起点。 begin/start transaction ...

    引言

    在事务隔离的时候,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还是看到和启动时一样的。

    在事务分析的过程中我们需要注意事务的起点。
    begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点,在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句,事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务,可以使用 start transaction with consistent snapshot 这个命令。
    一般默认autocommit=1

    那事务隔离具体怎么操作?视图是啥?

    一、视图

    MYSQL里有两个视图的概念:
    1、一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表,在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ,而它的查询方法与表一样。
    2、另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图,即 consistent read view,用于支持 RC(Read Committed,读提交)和 RR(Repeatable Read,可重复读)隔离级别的实现。

    二、“快照”

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

    实际上并不是说要把整个数据库都拷贝一遍。而是主要记录事务的id。
    在InnoDB中里面的每一个事务都有一个唯一id 叫做transaction id。
    事务开始的时候像InnoDB申请的。并且有严格的递增顺序。

    因为每行数据会有多个版本,每一次事务更新数据的时候都会生成一个新的数据版本,并且吧自己的事务id transaction id 赋值给这个数据版本你的事务ID。

    这个属性记录为 row 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。

    在这里插入图片描述
    图中的虚线其实是undo log。

    怎么实现?

    在可重复读中,以事务自己的启动时刻为准,如果一个数据版本是在我启动之前生成的,就可以看见,承认。如果是我启动以后才生成的,我就不认,我必须找到它的上一个版本。

    在这个过程中,InnoDB为每一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。“活跃指的是”,事务启动但是还没有提交。

    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(read-view)。
    在这里插入图片描述
    这样,对于当前事务的启动瞬间来说,一个数据版本的 row trx_id,有以下几种可能:
    如果落在绿色部分,表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的,这个数据是可见的;
    如果落在红色部分,表示这个版本是由将来启动的事务生成的,是肯定不可见的;
    如果落在黄色部分,那就包括两种情况
    a. 若 row trx_id 在数组中,表示这个版本是由还没提交的事务生成的,不可见;
    b. 若 row trx_id 不在数组中,表示这个版本是已经提交了的事务生成的,可见。

    具体例子

    现在有事务ABC
    1.在事务A开始前,系统里面只有一个活跃事务ID是99;
    2.在事务A、B、C的ID为100、101、102;
    3.三个事务开始前,(1,1)这一行数据的row trx_id是90

    这样,事务 A 的视图数组就是[99,100], 事务 B 的视图数组是[99,100,101], 事务 C 的视图数组是[99,100,101,102]。
    目前有以下逻辑关系
    在这里插入图片描述
    第一次修改数据的是C把数据从 (1,1) 改成了 (1,2)。这时候,这个数据的最新版本的 row trx_id 是 102,而 90 这个版本已经成为了历史版本。
    第二个有效更新是事务 B,把数据从 (1,2) 改成了 (1,3)。这时候,这个数据的最新版本(即 row trx_id)是 101,而 102 又成为了历史版本。
    但A事务去查看的时候,就会在历史版本中一个个看,第一个看到101的,不在可见视图中,就是大于100,不看,第二个102,大于100,不看。再来看到90,比低水位小,可看。
    这样事务A不论什么时候查询,看到的行数据的结果都是一致的,所以叫做一致性读

    再看更新逻辑

    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”(current read)。

    除了 update 语句外,select 语句如果加锁,也是当前读。

    如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下,加上 lock in share mode 或 for update,也都可以读到版本号是 101 的数据,返回的 k 的值是 3。下面这两个 select 语句,就是分别加了读锁(S 锁,共享锁)和写锁(X 锁,排他锁)。

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  • 主要是通过视图的方式来实现的:数据库里面会创建一个视图,访问的时候以视图的逻辑为准. 读未提交: 直接返回记录上的最新值,没有视图概念. 读已提交: 在每个SQL语句开始执行的时候创建视图,所以在查询SQL执行前如果...

    主要是通过视图的方式来实现的:数据库里面会创建一个视图,访问的时候以视图的逻辑为准.
    读未提交: 直接返回记录上的最新值,没有视图概念.
    读已提交: 在每个SQL语句开始执行的时候创建视图,所以在查询SQL执行前如果数据发生修改,也可以读到.
    可重复读: 在事务启动时创建的视图,整个事务存在期间都用这个视图,所以读到的数据不会发生变化.
    串行化:   是直接使用加锁的方式来避免并行访问.

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  • 我是李福春,今天的问题是,mysql是如何实现事务隔离的?在实际开发中应该如何正确的使用事务? ACID特性 事务首先具备ACID特性,即 Atomic原子性, Consistency一致性 Isolation隔离性 durability持久性; 事务...
  • 事务隔离级别

    万次阅读 多人点赞 2019-05-20 20:22:47
    事务隔离级别 事务的四大特性分别是:原子性、一致性、隔离性、持久性 幻读和不可重复读都是在同一个事务中多次读取了其他事务已经提交的事务的数据导致每次读取的数据不一致,所不同的是不可重复读读取的是同一条...

    事务的隔离级别

    事务的四大特性分别是:原子性、一致性、隔离性、持久性

    幻读和不可重复读都是在同一个事务中多次读取了其他事务已经提交的事务的数据导致每次读取的数据不一致,所不同的是不可重复读读取的是同一条数据,而幻读针对的是一批数据整体的统计(比如数据的个数)

    以MYSQL数据库来分析四种隔离级别

    第一种隔离级别:Read uncommitted(读未提交)
    如果一个事务已经开始写数据,则另外一个事务不允许同时进行写操作,但允许其他事务读此行数据,该隔离级别可以通过“排他写锁”,但是不排斥读线程实现。这样就避免了更新丢失,却可能出现脏读,也就是说事务B读取到了事务A未提交的数据

    解决了更新丢失,但还是可能会出现脏读

    第二种隔离级别:Read committed(读提交)
    如果是一个读事务(线程),则允许其他事务读写,如果是写事务将会禁止其他事务访问该行数据,该隔离级别避免了脏读,但是可能出现不可重复读。事务A事先读取了数据,事务B紧接着更新了数据,并提交了事务,而事务A再次读取该数据时,数据已经发生了改变。

    解决了更新丢失和脏读问题

    第三种隔离级别:Repeatable read(可重复读取)
    可重复读取是指在一个事务内,多次读同一个数据,在这个事务还没结束时,其他事务不能访问该数据(包括了读写),这样就可以在同一个事务内两次读到的数据是一样的,因此称为是可重复读隔离级别,读取数据的事务将会禁止写事务(但允许读事务),写事务则禁止任何其他事务(包括了读写),这样避免了不可重复读和脏读,但是有时可能会出现幻读。(读取数据的事务)可以通过“共享读镜”和“排他写锁”实现。

    解决了更新丢失、脏读、不可重复读、但是还会出现幻读

    第四种隔离级别:Serializable(可序化)
    提供严格的事务隔离,它要求事务序列化执行,事务只能一个接着一个地执行,但不能并发执行,如果仅仅通过“行级锁”是无法实现序列化的,必须通过其他机制保证新插入的数据不会被执行查询操作的事务访问到。序列化是最高的事务隔离级别,同时代价也是最高的,性能很低,一般很少使用,在该级别下,事务顺序执行,不仅可以避免脏读、不可重复读,还避免了幻读

    解决了更新丢失、脏读、不可重复读、幻读(虚读)
    在这里插入图片描述
    以上四种隔离级别最高的是Serializable级别,最低的是Read uncommitted级别,当然级别越高,执行效率就越低,像Serializeble这样的级别,就是以锁表的方式(类似于Java多线程中的锁)使得其他线程只能在锁外等待,所以平时选用何种隔离级别应该根据实际情况来,在MYSQL数据库中默认的隔离级别是Repeatable read(可重复读)。

    在MYSQL数据库中,支持上面四种隔离级别,默认的为Repeatable read(可重复读);而在Oracle数据库中,只支持Serializeble(串行化)级别和Read committed(读已提交)这两种级别,其中默认的为Read committed级别

    在MYSQL数据库中查看当前事务的隔离级别

    SELECT @@tx_isolation;
    

    在MYSQL数据库中设置事务的隔离级别:
    在这里插入图片描述
    在这里插入图片描述
    在这里插入图片描述
    记住:设置数据库的隔离级别一定要是在开启事务之前:

    如果是使用JDBC对数据库的事务设置隔离级别的话,也应该是在调用Connecton对象的setAutoCommit(false)方法之前,调用Connection对象的setTransactionIsolation(level)即可设置当前连接的隔离级别,至于参数level,可以使用Connection对象的字段:
    在这里插入图片描述
    在JDBC中设置隔离级别的部分代码:
    在这里插入图片描述
    隔离级别的设置只对当前连接有效,对于使用MYSQL命令窗口而言,一个窗口就相当于一个连接,当前窗口设置的隔离级别只对当前窗口中的事务有效,对于JDBC操作数据库来说,一个Connection对象相当与一个连接,而对于Connection对象设置的隔离级别只对该Connection对象有效,与其他连接Connection对象无关

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  • 数据库的事务隔离级别总结

    万次阅读 多人点赞 2019-06-07 12:23:03
    学习数据库的时候常常会接触到事务, ACID等概念,那么到底什么是数据库的事务,数据库事务又具有哪些特点,和ACID有怎样的关系,事务隔离级别又是做什么的呢?。 事务及其四大特性? 事务(Transaction):访问并...
  • Spring事务隔离级别

    万次阅读 多人点赞 2019-02-23 23:27:28
      事务隔离级别指的是一个事务对数据的修改与另一个并行的事务的隔离程度,当多个事务同时访问相同数据时,如果没有采取必要的隔离机制,就可能发生以下问题: 问题 描述 脏读 一个事务读到另...
  • 事务的ACID(即原子性Atomicity、一致性Consistency、隔离性Isolation、持久性Durability)可以说涵盖了事务的全部知识点,所以,我们不仅要知道ACID是什么,还要了解ACID背后的实现,只有这样,无论在日常开发...
  • DBMS 中实现事务持久性的子系统是()

    千次阅读 2020-03-26 22:25:18
    DBMS 中实现事务持久性的子系统是( ) A. 安全性管理子系统 B. 完整性管理子系统 C. 并发控制子系统 D. 恢复管理子系统 答案 D 解析 原子性:事务是一组不可分割的操作单元,这组单元要么同时成功要么同时失败(由...
  • MySQL事务隔离级别实现原理

    千次阅读 2018-12-27 22:38:51
    在MySQL的众多存储引擎中,只有InnoDB支持事务,所有这里讨论的事务隔离级别指的是MySQL InnoDB下的事务隔离级别,一般而言,隔离级别分为:读未提交:一个事务可以读取到另一个事务未提交的修改。这会带来脏读、幻...
  • 之前在《数据库事务与锁详解》中讲解了事务的概念、事务引发的问题以及通过隔离性避免这些问题、锁的概念。 这里就来讲讲InnoDB引擎中隔离性是怎么实现的。 READ COMMITED 和 REPEATABLE READ 的隔离实现:MVCC ...
  • Spring事务隔离级别详解

    千次阅读 2019-11-13 09:17:00
    摘要:本文主要讲解Spring中的事务隔离级别。 当两个事务对同一个数据库的记录进行操作时,那么,他们之间的影响是怎么样的呢?这就出现了事务隔离级别的概念。数据库的隔离性与并发控制有很大关系。ACID,即...
  • MySQL事务隔离级别详解

    万次阅读 多人点赞 2018-12-27 00:45:23
    在MySQL中,事务支持实在引擎层实现的,MySQL是一个支持多引擎的系统,但并不是所有引擎都支持事务。比如MySQL原生的 MyISAM 引擎就不支持事务,这也是 MyISAM 被取代的原因之一。 隔离事务的四大特性AC...

空空如也

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怎么实现事务隔离