| pId | name |
|---|---|
| 1 | zhangsan |
1、讀未提交(READ_UNCOMMITTED)
其實這個從隔離名字就可以看出來，一個事務可以讀到另一個事務未提交的數(shù)據(jù)！為了便于說明，我簡單的畫圖說明！
如圖所示，一個事務檢索的數(shù)據(jù)被另一個未提交的事務給修改了。
官網(wǎng)對臟讀定義的地址為
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_dirty_read
其內容為
**dirty read
An operation that retrieves unreliable data, data that was updated by another transaction but not yet committed.
**
翻譯過來就是
檢索操作出來的數(shù)據(jù)是不可靠的，是可以被另一個未提交的事務修改的！
你會發(fā)現(xiàn)，我們的演示結果和官網(wǎng)對臟讀的定義一致。根據(jù)我們最開始的推理，如果存在臟讀，那么不可重復讀和幻讀一定是存在的。
2、讀已提交(READ_COMMITTED)
這個也能看的出來，一個事務能讀到另一個事務已提交的數(shù)據(jù)！為了便于說明，我簡單的畫圖說明！
如圖所示，一個事務檢索的數(shù)據(jù)只能被另一個已提交的事務修改。
官網(wǎng)對不可重復讀定義的地址為
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_non_repeatable_read
其內容為
**non-repeatable read
The situation when a query retrieves data, and a later query within the same transaction retrieves what should be the same data, but the queries return different results (changed by another transaction committing in the meantime).
**
翻譯過來就是
一個查詢語句檢索數(shù)據(jù)，隨后又有一個查詢語句在同一個事務中檢索數(shù)據(jù)，兩個數(shù)據(jù)應該是一樣的，但是實際情況返回了不同的結果。！
ps:作者注，這里的不同結果，指的是在行不變的情況下(專業(yè)點說，主鍵索引沒變)，主鍵索引指向的磁盤上的數(shù)據(jù)內容變了。如果主鍵索引變了，比如新增一條數(shù)據(jù)或者刪除一條數(shù)據(jù)，就不是不可重復讀。
顯然，我們這個現(xiàn)象符合不可重復讀的定義。下面，大家做一個思考:
這個不可重復讀的定義，放到臟讀的現(xiàn)象里是不是也可以說的通。顯然臟讀的現(xiàn)象，也就是**讀未提交(READ_UNCOMMITTED)**的那個例子，是不是也符合在同一個事務中返回了不同結果！但是反過來就不一定通了，一個事務A中查詢兩次的結果在被另一個事務B改變的情況下，如果事務B未提交就改變了事務A的結果，就屬于臟讀，也屬于不可重復讀。如果該事務B提交了才改變事務A的結果，就不屬于臟讀，但屬于不可重復讀。3、可重復讀(REPEATABLE_READ)
這里，我改變一下順序，先上幻讀的定義
官網(wǎng)對幻讀定義的地址為
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_phantom
phantom
A row that appears in the result set of a query, but not in the result set of an earlier query. For example, if a query is run twice within a transaction, and in the meantime, another transaction commits after inserting a new row or updating a row so that it matches the WHERE clause of the query.
翻譯過來就是
在一次查詢的結果集里出現(xiàn)了某一行數(shù)據(jù)，但是該數(shù)據(jù)并未出現(xiàn)在更早的查詢結果集里。例如，在一次事務里進行了兩次查詢，同時另一個事務插入某一行或更新某一行數(shù)據(jù)后(該數(shù)據(jù)符合查詢語句里where后的條件)，并提交了！
好了，接下來上圖，大家自己評定該現(xiàn)象是否符合幻讀的定義
顯然，該現(xiàn)象是符合幻讀的定義的。同一事務的兩次相同查詢出現(xiàn)不同行。下面，大家做一個思考:
這個幻讀的定義，放到不可重復讀的現(xiàn)象里是不是也可以說的通。大家自行思考！反過來就不一定通了。事務第二次查詢出了一個數(shù)據(jù)，但是該數(shù)據(jù)并未出現(xiàn)在第一次查詢的結果集里。如果該數(shù)據(jù)是修改數(shù)據(jù)，那么該現(xiàn)象既屬于不可重復讀，也屬于幻讀。如果該數(shù)據(jù)是新增或刪除的數(shù)據(jù)，那該現(xiàn)象就不屬于不可重復讀，但屬于幻讀。
接下來說一下，為什么很多文章都產(chǎn)生誤傳，說是可重復讀可以解決幻讀問題！原因出自官網(wǎng)的一句話
(地址是:https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html#innodb-record-locks)
原文內容如下
By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 14.7.4, “Phantom Rows”).
按照原本這句話的意思，應該是
InnoDB默認用了REPEATABLE READ。在這種情況下，使用next-key locks解決幻讀問題！
結果估計，某個國內翻譯人員翻著翻著變成了
InnoDB默認用了REPEATABLE READ。在這種情況下，可以解決幻讀問題！
然后大家繼續(xù)你抄我，我抄你，結果你懂的！
顯然，漏了"使用了next-key locks！"這個條件后，意思完全改變，我們在該隔離級別下執(zhí)行語句
select * from tx_tb where pId >= 1;
是快照讀，是不加任何鎖的，根本不能解決幻讀問題，除非你用
select * from tx_tb where pId >= 1 lock in share mode;
這樣，你就用上了next-key locks，解決了幻讀問題！
4、串行讀(SERIALIZABLE_READ)
在該隔離級別下，所有的select語句后都自動加上lock in share mode。因此，在該隔離級別下，無論你如何進行查詢，都會使用next-key locks。所有的select操作均為當前讀!
OK,注意看上表紅色部分！就是因為使用了next-key locks,innodb將PiD=1這條索引記錄，和(1,++∞)這個間隙鎖住了。其他事務要在這個間隙上插數(shù)據(jù)，就會阻塞，從而防止幻讀發(fā)生!
有的人會說，你這第二次查詢的結果，也變了啊，明顯和第一次查詢結果不一樣啊?對此，我只能說，請看清楚啊。這是被自己
的事務改的，不是被其他事物修改的。這不算是幻讀，也不是不可重復讀。
總結
上面羅里吧嗦一大堆，最后來一個表格做總結吧，你面試答這個表就行。上面的一切是為了這張表做準備！
| 隔離級別 | 臟讀 | 不可重復讀 | 幻讀 |
|---|---|---|---|
| 讀未提交 | 是 | 是 | 是 |
| 不可重復讀 | 否 | 是 | 是 |
| 可重復讀 | 否 | 否 | 是 |
| 串行化 | 否 | 否 | 否 |
以上就是本文的全部內容，希望對大家的學習有所幫助，也希望大家多多支持腳本之家。
