事務(wù)

可以理解為數(shù)據(jù)庫(kù)執(zhí)行的一個(gè)最基礎(chǔ)的單位，其包含有限的操作命令（crud）。

事務(wù)的屬性(ACID)：事務(wù)必須滿足四個(gè)屬性，原子性（atomicity）、一致性（consistency）、隔離性（isolation）、持久性（durability）

原子性：要么執(zhí)行完全結(jié)束，要么全部不執(zhí)行。避免數(shù)據(jù)執(zhí)行不完全帶來(lái)的錯(cuò)誤數(shù)據(jù)，所以事務(wù)必須具有原子性（commit、rollback）。即在事務(wù)A提交之前，如果發(fā)生錯(cuò)誤，則需要回退到事務(wù)執(zhí)行前的狀態(tài)。

一致性：指的是事務(wù)在執(zhí)行的前后，數(shù)據(jù)庫(kù)的數(shù)據(jù)一定會(huì)保持一致性的狀態(tài)?？梢岳斫鉃橄到y(tǒng)從一種狀態(tài)轉(zhuǎn)變?yōu)榱硪环N狀態(tài)。事務(wù)A在提交之后，對(duì)系統(tǒng)的改變，事務(wù)B一定會(huì)感知到相同的變化。

隔離性：指的是事務(wù)之間的執(zhí)行相互獨(dú)立。在并發(fā)多個(gè)事務(wù)執(zhí)行的時(shí)候，每個(gè)事務(wù)內(nèi)部的操作不會(huì)影響到其他的事務(wù)。事務(wù)的執(zhí)行可以抽象為串行執(zhí)行（這里是修改上的串行）。針對(duì)不同情況，事務(wù)的隔離會(huì)有不同的隔離級(jí)別。

持久性：事務(wù)一旦提交成功就會(huì)被更新到到數(shù)據(jù)庫(kù)，不會(huì)再被回退。

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事務(wù)的隔離性級(jí)別：

針對(duì)并發(fā)執(zhí)行的事務(wù)，會(huì)出現(xiàn)以下問(wèn)題：（臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀）

1.臟讀：事務(wù)A讀取事務(wù)B更新的數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)B進(jìn)行了回滾操作，那么A讀取到的數(shù)據(jù)是回滾前的數(shù)據(jù)是臟數(shù)據(jù)。

2.不可重復(fù)讀：在一次事務(wù)中，前后兩次查詢的數(shù)據(jù)不一致。主要是在事務(wù)未提交前，有其他的事務(wù)進(jìn)行了更新提交操作。

3.幻讀：事務(wù)A在對(duì)系統(tǒng)進(jìn)行更新以后，事務(wù)B對(duì)系統(tǒng)進(jìn)行了插入或者刪除操作，導(dǎo)致事務(wù)A發(fā)現(xiàn)仍有數(shù)據(jù)未更新，如同幻覺(jué)。

四種事務(wù)隔離級(jí)別：（處理并發(fā)問(wèn)題）

隔離級(jí)別 臟讀 不可重復(fù)讀 幻讀

讀未提交 是 是 是

讀已提交 否 是 是

可重復(fù)讀 否 否 是

可串行化 否 否 否

讀未提交（Read Uncommitted）：在該隔離級(jí)別，所有事務(wù)都可以看到其他未提交事務(wù)的執(zhí)行結(jié)果。事務(wù)A可以讀取事務(wù)B未提交的數(shù)據(jù)，如果事務(wù)B回滾，此時(shí)A讀取的數(shù)據(jù)即為臟數(shù)據(jù)。

讀已提交（Read Committed）：事務(wù)A只能讀取事務(wù)B，或者其他事務(wù)已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)。所以不會(huì)出現(xiàn)臟讀的數(shù)據(jù)，但是會(huì)出現(xiàn)前后兩次不一致的不可重復(fù)讀，或者幻讀。

可重復(fù)讀 （Repeatable Read）：這是MySQL的默認(rèn)事務(wù)隔離級(jí)別，它確保同一事務(wù)的多個(gè)實(shí)例在并發(fā)讀取數(shù)據(jù)時(shí)，會(huì)看到同樣的數(shù)據(jù)行。這是因?yàn)镸VCC機(jī)制，select讀取不會(huì)更改版本號(hào)，是快照讀，而insert、update和delete會(huì)更新版本號(hào)，是當(dāng)前讀（當(dāng)前版本）（注意，這里不會(huì)破壞數(shù)據(jù)的一致性）。無(wú)法解決幻讀的現(xiàn)象。

可串行化（Serializable）：當(dāng)事務(wù)A開啟此隔離的級(jí)別時(shí)候，當(dāng)其他事務(wù)插入一條記錄報(bào)錯(cuò)，表會(huì)被鎖了插入失敗，mysql中事務(wù)隔離級(jí)別為serializable時(shí)會(huì)鎖整個(gè)表，防止幻讀的出現(xiàn)，但是完全的串行換操作會(huì)導(dǎo)致效率極低，一般不會(huì)使用此隔離級(jí)別。

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設(shè)置全局事務(wù)隔離級(jí)別：

>SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED; >SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED; >SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ; >SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

設(shè)置當(dāng)前會(huì)話事務(wù)隔離級(jí)別：

>set session transaction isolation level READ UNCOMMITTED; >set session transaction isolation level READ COMMITTED; >set session transaction isolation level REPEATABLE READ; >set session transaction isolation level SERIALIZABLE;

查詢事務(wù)隔離級(jí)別分析工具：

>show variables like '%iso%'; >select @@global.transaction_isolation;

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事務(wù)隔離級(jí)別加鎖分析

鎖的類型：

鎖模式

共享鎖（share(S) Lock）：

SELECT ... LOCK IN SHARE MODE

• 排他鎖（exclusive(X) Lock）：

SELECT * FROM table_name WHERE … FOR UPDATE

• 意向鎖（Intention Locks）：表級(jí)別的鎖，自動(dòng)施加，自動(dòng)釋放。

鎖在細(xì)力度上又可以分為 表鎖和行鎖

共享鎖（share(S) Lock）：共享鎖，顧名思義此對(duì)象鎖是可以共享的，即事務(wù)A對(duì)數(shù)據(jù)加上共享鎖以后，其它事務(wù)也可以加上共享鎖，但是不能加排它鎖。共享鎖只能讀，不能修改數(shù)據(jù)。（行鎖）。

排他鎖（exclusive(X) Lock）：當(dāng)且只有一個(gè)事務(wù)可以對(duì)數(shù)據(jù)加鎖，而其他事務(wù)不能再加任何類型的鎖，排他鎖可以讀，也可以寫。（行鎖）。

意向鎖（Intention Locks）：表級(jí)別的鎖，是在數(shù)據(jù)庫(kù)的某行加鎖（s或者x）的獲取時(shí)候，自動(dòng)加上意向鎖（IS或者IX），記錄有此類（s或者x）鎖。（表級(jí)別鎖不會(huì)和行級(jí)別鎖沖突）

為什么要使用意向鎖：當(dāng)事務(wù)要加入一個(gè)表級(jí)鎖的時(shí)候，我們需要遍歷每一行看一看是否有其他鎖防止沖突，如果數(shù)據(jù)量較大那么性能將會(huì)極低，所以加上意向鎖可以直接判斷是否有意向鎖即可。

獲得鎖

1.事務(wù)在獲得某個(gè)數(shù)據(jù)的S鎖,必須先獲得一個(gè)IS或者更強(qiáng)的鎖

2.事務(wù)在獲得某個(gè)數(shù)據(jù)的X鎖,必須先獲得表的IX鎖

加鎖

事務(wù)在加入表級(jí)鎖時(shí)，先判斷是否有X、IX、S、IS鎖，有則失敗

X IX S IS

X Conflict Conflict Conflict Conflict

IX Conflict Compatible Conflict Compatible

S Conflict Conflict Compatible Compatible

IS Conflict Compatible Compatible Compatible

可以看出，共享鎖S是兼容S和IS的。IS與IX意向鎖是對(duì)表加鎖相互兼容的。

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鎖的類型

記錄鎖（Record Locks）：innoDB的行鎖是對(duì)索引的加鎖，innoDB是一個(gè)聚簇索引使用的是B+樹來(lái)進(jìn)行實(shí)現(xiàn)的，所以innoDB的鎖只有在使用索引的條件時(shí)候，才會(huì)加鎖，即便是不同行但是相同索引也會(huì)有沖突。當(dāng)不使用索引時(shí)，則會(huì)使用表鎖。

間隙鎖（Gap Locks）：對(duì)索引項(xiàng)之間的"間隙"加鎖,不包括索引項(xiàng)本身（左右開區(qū)間）。e.g. SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE; GAP鎖會(huì)阻止其他事務(wù)進(jìn)行的插入操作，不會(huì)阻止其他事務(wù)獲取相同間隙的gap鎖并且gap S-lock和gap X-lock不沖突。

Next-Key Locks ： Next-Key 鎖 = 記錄鎖+間隙鎖。鎖定一個(gè)范圍并且鎖定記錄本身索引。InnoDB的默認(rèn)加鎖方式。

插入意向鎖（Insert Intention Locks）：是間隙鎖的一種，在插入一條記錄之前，需要先拿到插入間隙的插入意向鎖。當(dāng)其他事務(wù)持有目標(biāo)間隙的Gap鎖時(shí)會(huì)阻塞。

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MVCC（Multiversion Concurrency Control）多版本并發(fā)控制

作用：實(shí)現(xiàn)了讀不加鎖不會(huì)導(dǎo)致阻塞，寫加鎖，讀寫不沖突，在讀多寫少的場(chǎng)景下極大的提高了其效率，增加了其并發(fā)性。RC和RR級(jí)別使用。

實(shí)現(xiàn)：在每一行記錄的后面增加兩個(gè)隱藏列，記錄創(chuàng)建版本號(hào)和刪除版本號(hào)。每個(gè)事務(wù)都有唯一的遞增版本號(hào)，那么每一操作的創(chuàng)建版本號(hào)或者刪除版本號(hào)都會(huì)使用事務(wù)的版本號(hào)。

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• INSERT：InnoDB為每個(gè)新增行記錄當(dāng)前事務(wù)編號(hào)作為創(chuàng)建ID
• UPDATE：記錄修改當(dāng)前行的值，寫事務(wù)編號(hào)，回滾指針指向undo log中的修改前的行
• DELETE：將刪除位置為刪除
• SELECT：查詢出數(shù)據(jù)行的版本小于等于當(dāng)前事務(wù)的版本號(hào)的數(shù)據(jù)，如刪除位為刪除則表示已刪除

1.創(chuàng)建一個(gè)name=sql的數(shù)據(jù)，事務(wù)號(hào)為1

>insert into test (name) values(1);

id name create version delete version

1 sql 1

2.接著更新 這個(gè)數(shù)據(jù)，使得name=innodb，其事務(wù)版本號(hào)為2。

具體操作 先把以前這條數(shù)據(jù)刪除，在插入新的數(shù)據(jù)，使用版本號(hào)來(lái)標(biāo)記

>update test set name= 'innodb' where id=1;

id name create version delete version

1 sql 1 2 (代表 這條數(shù)據(jù)已經(jīng)被刪除)

1 innodb 2

3.刪除操作,事務(wù)版本號(hào)為3

>delete test where id = 1;

id name create version delete version

1 sql 1 2 (代表 這條數(shù)據(jù)已經(jīng)被刪除)

1 innodb 2 3 (代表 這條數(shù)據(jù)已經(jīng)被刪除)

4.查詢條件: 創(chuàng)建版本號(hào) < 當(dāng)前版本號(hào) < 刪除版本號(hào)

RR:在RR的時(shí)候，讀的是當(dāng)前的快照表，讀取的是固定版本（第一次select的版本）的數(shù)據(jù)，所以一個(gè)事務(wù)內(nèi)的讀是一致的。但是 insert update delete操作的是當(dāng)前讀，是最新版本的數(shù)據(jù)。（快照讀）

RC:讀事務(wù)每次都讀取最近的版本，因此兩次對(duì)同一字段的讀可能讀到不同的數(shù)據(jù)（幻讀），但能保證每次都讀到最新的數(shù)據(jù)。（當(dāng)前讀）

快照讀：讀到的數(shù)據(jù)可能是歷史版本數(shù)據(jù)。

當(dāng)前讀：讀到的數(shù)據(jù)是最近版本數(shù)據(jù)，特殊的讀操作，插入/更新/刪除操作，屬于當(dāng)前讀需要加鎖。

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針對(duì)隔離級(jí)別加鎖分析

RU: Select不加鎖，寫加X(jué)鎖

RC: Select快照讀不加鎖，寫加X(jué)鎖

RR: Select快照讀不加鎖，寫加X(jué) Next-key鎖

Serializable: Select加S Next-key鎖，寫加X(jué) Next-key鎖

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RU與RC:區(qū)別在于快照讀與無(wú)快照讀

RC與RR:一致性讀肯定是讀取在某個(gè)時(shí)間點(diǎn)已經(jīng)提交了的數(shù)據(jù),RC的時(shí)間點(diǎn)為當(dāng)前時(shí)間點(diǎn)，RR的時(shí)間點(diǎn)是第一次select的時(shí)間點(diǎn)

RR與Serializable:RR通過(guò)快照讀，讀取的都是過(guò)去某個(gè)時(shí)間點(diǎn)的快照，而Serializable級(jí)別下都是加了S鎖的讀，督導(dǎo)的都是當(dāng)前時(shí)間點(diǎn)的，這意味著在提交前，其他事務(wù)無(wú)法進(jìn)行提交。

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死鎖

從圖中,可以看到一個(gè)Update操作的具體流程：當(dāng)Update SQL被發(fā)給MySQL后,MySQL Server會(huì)根據(jù)where條件,讀取第一條滿足條件的記錄,然后InnoDB引擎會(huì)將第一條記錄返回,并加鎖(current read).待MySQL Server收到這條加鎖的記錄之后,會(huì)再發(fā)起一個(gè)Update請(qǐng)求,更新這條記錄.一條記錄操作完成,再讀取下一條記錄,直至沒(méi)有滿足條件的記錄為止.因此,Update操作內(nèi)部,就包含了一個(gè)當(dāng)前讀.

注：根據(jù)上圖的交互,針對(duì)一條當(dāng)前讀的SQL語(yǔ)句,InnoDB與MySQL Server的交互,是一條一條進(jìn)行的,因此,加鎖也是一條一條進(jìn)行的.先對(duì)一條滿足條件的記錄加鎖,返回給MySQL Server,做一些DML操作；然后在讀取下一條加鎖,直至讀取完畢.

單個(gè)SQL組成的事務(wù)，從宏觀上來(lái)看，鎖是在這個(gè)語(yǔ)句上一次獲得的，但從底層實(shí)現(xiàn)上來(lái)看，是逐個(gè)記錄行查詢，得到符合條件的記錄即對(duì)該行記錄的索引加鎖.，而加鎖的過(guò)程是邊查邊加、逐行獲得。

這個(gè)一個(gè)數(shù)據(jù)庫(kù)的設(shè)計(jì)原則，說(shuō)的是鎖操作分為兩個(gè)階段：加鎖階段與解鎖階段，并且保證加鎖階段與解鎖階段不相交。在一個(gè)事務(wù)中先加鎖執(zhí)行完操作，再統(tǒng)一在commit前釋放所有的鎖。

RC與RR的區(qū)別，RC級(jí)別下不會(huì)加GAP鎖，RR級(jí)別下會(huì)加GAP鎖

兩個(gè)表、兩行記錄，交叉獲得和申請(qǐng)互斥鎖，相同表記錄行鎖沖突：事務(wù)A按照一定順序加鎖，事務(wù)B按照相反的順序加鎖就會(huì)出現(xiàn)死鎖

如何避免死鎖

• 在程序中添加對(duì)死鎖的重試
• 完成相關(guān)變動(dòng)后盡早提交事務(wù)
• 修改多表或同表的多行數(shù)據(jù)時(shí)，按照一定的順序
• 添加合適的索引
• 一切都沒(méi)用則可以使用表鎖

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的sybase 事务插入时不可查询_InnoDB事务与锁的全部?jī)?nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問(wèn)題。

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