实例分析

读未提交（RU）：

读提交（RC）：

可重复读（RR）

串行（xíng）化（S）

原理描述

四种隔离级别的问题解决情况

[测试建表语句](about:blank#%E6%B5%

《一线大厂Java面试题解析+后端开发学习笔记+最新架构讲解视频+实战项目源码讲义》

【docs.qq.com/doc/DSmxTbFJ1cmN1R2dB】 完整内容开源分享

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总结

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测试数据准备

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测试表是一些好朋友客串一下，请原谅我的不要脸【/偷笑】。（建表语句在文章末尾）

mysql> select * from department;

±—±----------±----±----±-----------±-----±----------+

| ID | NAME | SEX | AGE | CLASS | PAY | HOBBY |

±—±----------±----±----±-----------±-----±----------+

| 1 | 陈哈哈 | 男 | 25 | 技术1部 | 3000 | 摸鱼 |

| 2 | 扈亚鹏 | 男 | 25 | 技术1部 | 4000 | 美食 |

| 3 | 刘晓莉 | 女 | 24 | 技术1部 | 4000 | 摸鱼 |

| 5 | 徐立楠 | 女 | 24 | 技术1部 | 4000 | 阅读 |

| 6 | 顾昊 | 男 | 25 | 技术1部 | 4000 | 摸鱼 |

| 7 | 陈子凝 | 女 | 25 | 技术1部 | 5000 | 看电影 |

| 14 | 朱志鹏 | 男 | 25 | 技术1部 | 5000 | 看小说 |

| 19 | 李昂 | 男 | 27 | 技术1部 | 7000 | 看片儿 |

±—±----------±----±----±-----------±-----±----------+

8 rows in set (0.00 sec)

为了更好理解下文，这里先给出个业务场景：

老板：原来陈哈哈是我失散多年的大侄子！财务，给 “陈哈哈” 的工资涨 “10000” 大洋。

陈哈哈：谢谢老叔！MUA~

并发场景下事务存在的数据问题

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下面我们介绍一下脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）这三类并发问题，以及每种问题出现的原理及场景。

• 1. 脏读（针对的是未提交读数据）

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事务A修改了数据，但未提交，而事务B查询了事务A修改过却没有提交的数据，这就是脏读，因为事务A可能会回滚。

**场景：**老板（老叔）大喊了一嗓子，但没有指定哪个财务改。财务A大姐和财务B大哥都听到了，但他俩不知道由谁来改，就分别进行了下方流程操作：

时间点	事务A（财务大姐）	事务B（财务大哥）	陈哈哈
T1	（财务大姐要给我改，查到工资：3000） Begin; SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈';
T2	UPDATE department SET ` PAY` = ` PAY` + 10000 where `NAME` = '陈哈哈';	（财务大哥看看财务大姐改没改） Begin;
T3	（财务大姐突然发现财务大哥也在给我改）	（一查发现。哦！已经改了）（工资：13000） SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈';
T4		（财务大哥就继续去摸鱼了） commit;
T5	（就把事务A回滚了） rollback;
T6			？？？
T7			？？？

就这样，因为 “脏读”就导致我每个月少1万大洋？

• 2. 不可重复读（针对其他提交前后，读取数据本身的对比）

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事务A 先 查询了工资金额，是3000块钱，未提交 。事务B在事务A查询完之后，修改了工资金额，变成了13000, 在事务A前提交了；如果此时事务A再查询一次数据，就会发现钱跟上一次查询不一致，是13000，而不是3000。这就是不可重复读。强调事务A对要操作的数据被别人修改了，但在不知请的情况下拿去做之前的用途。

**场景同上：**老板嗷一嗓子，但没有指定哪个财务改。财务A大姐和财务B大哥都听到了，但他俩不知道由谁来改，就分别进行了下方流程操作：

时间点	事务A（财务大姐）	事务B（财务大哥）
T1	（财务大姐要给我改，查到工资：3000） Begin； SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'；	（财务大哥也要给我改，查到工资：3000） Begin； SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'；
T2	（财务大姐喝了口水）	（财务大哥直接改了） UPDATE department SET ` PAY` = ` PAY` + 10000 where `NAME` = '陈哈哈'；
T3	（大姐正想改，突发强迫症，想再查一下，查到工资：13000） SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈';
T4	（大姐：？？？）	（财务大哥就继续去摸鱼了） commit；
T5	（最终大姐回滚了，虽然并没有改什么，但你至少明白了什么是“强迫症”） rollback；
T6	（大姐把BUG报给了产品部）
T7	（一位35岁程序员被祭天）

对于不可重复读，说简单点就是同一个事物内，查到的结果都不一致，就失去了MySQL的“一致性”，这是很严重的错误。你想，如果财务大姐没有二次确认，而是直接以第一次查询为准，又给我加了1万怎么办？想想还有点小激动呢。

• 3. 幻读（针对其他提交前后，读取数据条数的对比）

---

幻读是指在同一个事务中，存在前后两次查询同一个范围的数据，但是第二次查询却看到了第一次查询没看到的行，一般情况下只新增。

事务A先修改了某个表的所有纪录的状态字段为已处理，未提交；事务B也在此时新增了一条未处理的记录，并提交了；事务A随后查询记录，却发现有一条记录是未处理的，很是诧异，刚刚不是全部修改为已处理嘛，以为出现了幻觉，这就是幻读。

**场景：**老板每个月审批一次涨薪（审批表：shenpiTable），这时财务刚刚把我的工资申请提交了，老板正好在审批。一键审批通过后，突然看到了一条新的“未审批”记录（新增的），还是大侄子陈哈哈的。

老板：有幻觉？有BUG！！等等，我如果假装看不到这月是不是就省了1万块大洋？

陈哈哈：？？？

时间点	事务A（老板）	事务B（财务大哥）
T1	（老板审批加工资申请，并没有注意到“陈哈哈”） Begin； SELECT * from shenpiTable where Status = '未通过'；	（财务大哥准备给我提交涨工资申请记录） Begin； SELECT * from shenpiTable where Status = '未通过'；
T2	（老板喝了口水）	（财务大哥摸了摸鱼）
T3	（老板一键通过了，头都没抬那种~） UPDATE shenpiTable SET  Status = ‘通过’ where shenpiTable = ‘未通过’;	（财务大哥摸了摸鱼）
T4		（财务大哥新增一条我的申请记录） insert into shenpiTable values(“xxx”，"陈哈哈"，“未通过”)；
T5	（老板又确认一下，突然发现我的审批还没通过。一脸懵逼，突然想到了什么，果断commit，笑嘻嘻的去洗脚了。） SELECT * from shenpiTable where Status = '未通过'； commit；	commit；
T6
T7	（第二天听到又有一位程序员被我打死）

• 脏读说的是事务知道了自己本不应该知道的东西，强调的动作是查询，我看到了自己不该看的东西 ;

• 不可重复读强调的是一个人查的时候，其他人却可以增删改, 但我却不知道数据被改了，还拿去做了之前的用途；

• 幻读强调的是我修改了数据，等我要查的时候，却发现有我没有修改的记录，为什么，因为有其他人插了一条新的。

隔离级别概述

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为了解决上述问题，MySQL制定了四种不同的“隔离级别”，包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和串行化（serializable ）。

隔离级别	效果
读未提交（RU）	一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。（别的事务指同一时间进行的增删改查操作）
读提交（RC）	一个事务提交（commit）之后，它做的变更才会被其他事务看到。
可重复读（RR）	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是一致的。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（xíng）化（S）	正如物理书上写的，串行是单线路，顾名思义在MySQL中同一时刻只允许单个事务执行，“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。

实例分析

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（场景再现）老板：原来陈哈哈又双叒（ruò）叕（zhuó）是我失散多年的大侄子！财务，把 “陈哈哈” 的工资涨 “10000” !

以下表中的两个事务为例，看看在不同隔离级别下，分别会出现什么结果。能否避免上述问题呢?

时间点（宝强绿）	事务A	事务B
T1	Begin; SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'; （查询工资：3000）
T2		Begin;
T3		SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'; （查询工资：3000）
T4		UPDATE department SET ` PAY` = `PAY` + 10000 where `NAME` = '陈哈哈';
T5	SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'; （查询工资：Res_A1）
T6		commit;
T7	SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'; （查询工资：Res_A2）
T8	commit;
T9	SELECT PAY from department where `NAME` = '陈哈哈'; （查询工资：Res_A3）

• 读未提交（RU）：

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读未提交	Res_A1	Res_A2	Res_A3
结果	13000	13000	13000

在RU隔离级别下，事务A 在T5时刻，就可以提前读到未提交的事务B 结果。

• 读提交（RC）：

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读提交	Res_A1	Res_A2	Res_A3
结果	3000	13000	13000

读提交又叫读已提交，在RC隔离级别下，事务A 需要在 事务B commit提交后，才能看到事务B 修改的结果。所以在T5时刻，事务A 查到的陈哈哈的工资是 3000。

• 可重复读（RR）

---

可重复读	Res_A1	Res_A2	Res_A3
结果	3000	3000	13000

可重复读是MySQL默认的隔离级别，在RR级别下，对于所有进行中（begin - commit）的事务，比如事务A，无论执行多少次SELECT（查询表 department ），只能看到的是同一张 department 表的结果视图（ReadView），该视图（ReadView）是在本事务启动（begin）时生成的，在事务A 结束（commit）后释放。该隔离级别会保证单事务内查看视图的一致性，称为“可重复读”。

• 串行（xíng）化（S）

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串行化	Res_A1	Res_A2	Res_A3
结果	3000	3000	13000

串行化隔离级别不支持并发事务，由于事务A 早于事务B，事务A执行SELECT时，就给 department 表加了锁，事务B 需要等事务A 结束后才能执行，因此T5、T7时刻是 3000，T8时刻事务A提交，事务B释放锁并执行，最后T9时刻查到我的工资是 13000。

原理描述

====

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MySQL默认的隔离级别“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。

我们可以看到在不同的隔离级别下，数据库行为是有所不同的。Oracle 数据库的默认隔离级别其实就是“读提交”，因此对于一些从 Oracle 迁移到 MySQL 的应用，为保证数据库隔离级别的一致，你一定要记得将 MySQL 的隔离级别设置为“读提交”。

配置的方式是，将启动参数 transaction-isolation 的值设置成 READ-COMMITTED。你可以用 show variables 来查看当前的值。

mysql> show variables like ‘transaction_isolation’;

±----------------------±---------------+

| Variable_name | Value |

±----------------------±---------------+

| transaction_isolation | READ-COMMITTED |

±----------------------±---------------+

总结来说，存在即合理，每种隔离级别都有自己的使用场景，你要根据自己的业务情况来定。我想你可能会问那什么时候需要“可重复读”的场景呢？我们来看一个数据校对逻辑的案例。

假设你在管理一个个人银行账户表。一个表存了每个月月底的余额，一个表存了账单明细。这时候你要做数据校对，也就是判断上个月的余额和当前余额的差额，是否与本月的账单明细一致。你一定希望在校对过程中，即使有用户发生了一笔新的交易，也不影响你的校对结果。

这时候使用“可重复读”隔离级别就很方便。事务启动时的视图可以认为是静态的，不受其他事务更新的影响。

四种隔离级别的问题解决情况

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