一、数据库隔离级别
数据库隔离级别有四种，应用《高性能mysql》一书中的说明：
然后说说修改事务隔离级别的方法：
1.全局修改，修改mysql.ini配置文件，在最后加上
1 #可选参数有：READ-UNCOMMITTED, READ-COMMITTED, REPEATABLE-READ, SERIALIZABLE.
2 [mysqld]
3 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
2.对当前session修改，在登录mysql客户端后，执行命令：
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
再来说说锁机制：
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
start transaction;
select * from user where userId = 1 for update;
执行完这句以后
1）当其他事务想要获取共享锁，比如事务隔离级别为SERIALIZABLE的事务，执行
select * from user;
将会被挂起，因为SERIALIZABLE的select语句需要获取共享锁
2）当其他事务执行
select * from user where userId = 1 for update;
update user set userAge = 100 where userId = 1;
也会被挂起，因为for update会获取这一行数据的排它锁，需要等到前一个事务释放该排它锁才可以继续进行
锁的范围:
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
mysql提供了3种事务型存储引擎，InnDB、NDB Cluster和Falcon。详细介绍见MySQL存储引擎比较
一个事务执行的任何过程中都可以获得锁，但是只有事务提交或回滚的时候才释放这些锁。这些都是隐式锁定，也可以显式锁定，InnoDB支持显式锁定，例如：
SELECT .... LOCK IN SHARE MODE (加共享锁)
SELECT .....FOR UPDATE(加排他锁)
下面来说说不同的事务隔离级别的实例效果，例子使用InnoDB，开启两个客户端A，B，在A中修改事务隔离级别，在B中开启事务并修改数据，然后在A中的事务查看B的事务修改效果：
1.READ-UNCOMMITTED(读取未提交内容)级别
1）A修改事务级别并开始事务，对user表做一次查询
2)B更新一条记录
3）此时B事务还未提交，A在事务内做一次查询，发现查询结果已经改变
4）B进行事务回滚
5）A再做一次查询，查询结果又变回去了
6）A表对user表数据进行修改
7）B表重新开始事务后，对user表记录进行修改，修改被挂起，直至超时，但是对另一条数据的修改成功，说明A的修改对user表的数据行加行共享锁(因为可以使用select)
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，所做的修改也会对事务内的查询做出影响，这种级别显然很不安全。但是在表对某行进行修改时，会对该行加上行共享锁
2. READ-COMMITTED（读取提交内容）
1）设置A的事务隔离级别，并进入事务做一次查询
2）B开始事务，并对记录进行修改
3）A再对user表进行查询，发现记录没有受到影响
4）B提交事务
5）A再对user表查询，发现记录被修改
6）A对user表进行修改
7）B重新开始事务，并对user表同一条进行修改，发现修改被挂起，直到超时，但对另一条记录修改，却是成功，说明A的修改对user表加上了行共享锁(因为可以select)
READ-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，并且在对表进行修改时，会对表数据行加上行共享锁
3. REPEATABLE-READ(可重读)
1）A设置事务隔离级别，进入事务后查询一次
2）B开始事务，并对user表进行修改
3）A查看user表数据，数据未发生改变
4）B提交事务
5）A再进行一次查询，结果还是没有变化
6）A提交事务后，再查看结果，结果已经更新
7）A重新开始事务，并对user表进行修改
8）B表重新开始事务，并对user表进行修改，修改被挂起，直到超时，对另一条记录修改却成功，说明A对表进行修改时加了行共享锁(可以select)
REPEATABLE-READ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。
在事务中对某条记录修改，会对记录加上行共享锁，直到事务结束才会释放。
4.SERIERLIZED(可串行化)
1）修改A的事务隔离级别，并作一次查询
2）B对表进行查询，正常得出结果，可知对user表的查询是可以进行的
3）B开始事务，并对记录做修改，因为A事务未提交，所以B的修改处于等待状态，等待A事务结束，最后超时，说明A在对user表做查询操作后，对表加上了共享锁
SERIALIZABLE事务隔离级别最严厉，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。
二: MVCC(Multi-Version Concurrency Control) 多版本并发控制
MVCC的实现,是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的.
InnoDB的MVCC是通过在每行记录后面保存2个隐藏的列来实现的,一列保存了行的创建时间,一列保存了行的过期时间(或删除时间).但它们都存储的是系统版本号。
MVCC最大的作用是:实现了非阻塞的读操作,写操作也只锁定了必要的行。
MYSQL的MVCC 只在 read committed 和 repeatable read 2个隔离级别下工作。
在MVCC的机制下,mysql InnoDB(默认隔离级别-第3个级别的可重读)的增删改查变成了如下模式:
SELECT:
1, InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(行的系统版本号小于等于事务的系统版本号)
2, 行的删除号要么未定义,要么大于当前事务版本号,这样可以确保事务读取到的行,在事务开始之前未被删除.
INSERT:
InnoDB 为新插入的每一行保存当前系统版本号做为行版本号。
DELETE:
INNODB 为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。
UPDATE:
InnoDB 为插入的每一行新记录,保存当前系统版本号作为行版本号,同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识.
注意: 上面的读取方式只在InnoDB默认隔离级别下工作,其它的隔离级别会有很大的差异,稍后会看到.
三, InnoDB锁.
InnoDB的锁大致分为:
3.1 行锁
支持并发高,带来最大的锁开销. 在存储引擎层实现,服务器感知不到
3.2 表锁
服务器会为诸如: ALTER Table 之类的语句使用表锁,忽略存储引擎的锁机制
但锁的类型又分为:
(1). 共享锁(S Lock) , 允许事务读取一行数据
(2). 排他锁(X Lock),允许事务删除或更新一行数据.
3.3 意向锁
InnoDB还实现了一种锁,叫意向锁(Intention Lock).意向锁是将锁定的对象分为多个层次.
意向锁的类型分为:
(1). 意向共享锁(IS Lock)
(2). 意向排他锁(IX Lock)
比如: 需要对页上的记录加X锁,那么需要分别对 数据库A,表,页 上加意向锁IX,最后对记录r上加X锁.
一旦对数据库A,表,页上加IX锁失败,则阻塞.
四: 一致性非锁定读(consistent nonlocking read)
4.1 不加锁的读.
是InnoDB存储引擎下的读取数据的方式( read committed 和 repeatable read).
一致性非锁定读,我的理解是它的读取方式是把: 事务隔离级别,MVCC,InnoDB锁结合起来运用到实现 Mysql读的一种方式.
我们前面提到,mysql读取数据的方式是读MVCC下的快照数据.
具体来说, 读取mysql数据库时,如果读取的行正在执行DELETE,UPDATE等操作,这时,读取操作不会因此去等待行上的X锁释放,相反,InnoDB会读取行的一个快照数据.
这样利用MVCC,InnoDB实现了非阻塞读的实现.极大的提高了数据库的并发性.
但在不同的事务隔离级别下读取的数据的方式也不一样:
(1). 在read committed隔离级别下:
一致性非锁定读总是读取被锁定行的最新一份快照数据. 产生了不可重复读的问题.
(2). 在repeatable read 事务隔离级别下:
一致性非锁定读总是读取事务开始时的行数据版本. 解决不可重复读的问题
4.2 一致性锁定读
还有一种读的方式叫: 一致性锁定读(加锁的读).
1). select .... for update. 加X锁
2). select .... lock in share mode. 加S锁
五: InnoDB 锁的算法
5.1 Record Lock: 但个行记录的锁
5.2 GAP Lock: 间隙锁,锁定一个范围,但不包含记录本身.
5.3 Next-Key Lock: Gap Lock+Record Lock 锁定一个范围并锁定记录本身.
上面所说的锁定的对象均为: 索引记录. 如果InnoDB存储引擎在建立的时候没有设置任何一个索引,那么这时,InnoDB存储引擎会使用隐式的主键进行锁定.
当查询的索引含有唯一属性时,InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock进行优化,降级为Record Lock.
下面的2句话是InnoDB在不同隔离级别下产生"不可重复读" 和 "幻读" 和解决它 的根本原因:
InnoDB存储引擎默认的事务隔离级别(repeatable read)下,采用的是 Next-Key Locking的方式来加锁.
read committed隔离级别下采用的是: Record Lock 的方式来加锁.
下面我们来看下 Next-key lock的具体实现:
默认存储引擎下, 比如表A 上的id字段有索引abc, 并且id有 3,8,12,20这几个值,那么该索引可能被Next-key locking区间为:
(负无穷,3)
[3,8)
[8,12),
[12,20),
[20,正无穷)
当事务T1锁定了 [8,12),[12,20)这2个区间时,当插入15时,上面的区间变成:
[8,12),[12,15),[15,20).
但查询索引含有唯一属性时,Next-Key Lock 降级为 Record Lock,仅锁住索引本身.
好,现在表A的id值变成了: 3,8,12,15,20
如果执行下列语句:
select * from A where id>16 for update.
InnoDB会对(16,正无穷) 加锁,
但在 read committed的事务隔离级别下,因为采用Record Lock,只会锁定20这个值.
如果在此时另外一个事务T2,插入了22这个值,此时, read committed 隔离级别下就会产生"幻读"的问题.
但在InnoDB默认存储引擎下的Next-key Lock 模式下,22是插入是会被阻塞的,直到事务T1提交后,释放X锁,才能提交22这值.这样,InnoDB就这样解决了幻读的问题.
现在，我们应该清楚的知道,在不同的事务隔离级别下,mysql InnoDB是如何实现解决 "不可重复读" 和 “幻读” 的问题了吧.
六: 总结:
1, InnoDB用MVCC来实现非阻塞的读操作,不同隔离级别下,MVCC通过读取不同版本的数据来解决"不可重复读" 的问题.
2, InnoDB的默认隔离级别解决2个问题,"不可重复读" 和 "幻读", oracle需要在串行读中解决"幻读"问题. InnoDB的实现方式和一般隔离级别的定义不一致.
3, InnoDB的默认隔离级别采用Next-key Lock(间隙锁) 来解决幻读问题. 而 read committed隔离级别采用Record锁,因此会产生"幻读"问题.
4, InnoDB的存储引擎不存在锁升级的问题(太多的行锁升级为表锁),来降低锁的开销. 因为不是根据记录来产生行锁的,根据页对锁进行管理.