事务并发引起的三大问题

1.脏读

• 脏读：一个事务会读取到另一个事务未提交的数据。(读取到未提交数据)

  例子：事务A修改了数据但还未提交，事务B读取到了事务A修改的数据。然后事务A因为某些错误回滚了，这个时候事务B读取到的数据就是脏的，这就是脏读。

脏读的发生流程：

使用数据库隔离级别为：读已提交（可避免脏读）

2.不可重复读

• 不可重复读：在同一事务内，事务两次读取到的数据是不一样的。(原数据中同一条数据被修改或被删除)

  例子：事务A读取了一条数据之后，事务B修改了这条数据并提交了事务，然后事务A再次读取这条数据，就会发现两次结果不一致。这就是不可重复读。

不可重复读，示例1

不可重复读，示例2

左边的事务先查询一次数据，为salary值5000
右边的事务使用update更新salary为4500，但未提交commit事务。左边事务第二次查询，salary还是为5000（事务隔离级别为读已提交，已避免脏读）
右边的事务commit提交事务，左边事务第三次查询，salary为4500（左边事务还没有提交，多次查询中读取到右边的事务提交的数据）

使用数据库隔离级别为：可重复读（可避免不可重复读）

在可重复读的事务隔离级别中，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。
例子如下：第一个事务是写事务，那么第二个事务也禁止写

但是事务在隔离级别为可重复读，并不能避免幻读（使用mysql InnoDB存储引擎，可以在可重复读隔离级别下阻止读数据下的幻读，原因见下）

3.幻读

• 幻读：事务中的同一个查询在不同的时间产生不同的行集，这个就是幻读问题。(数据总条数新增)

  例子：事务A使用一定的条件查询，然后事务B增加了符合条件的记录，当事务A再次查询的时候，发现两次查询的结果集不一样，好像产生了幻觉。这就是幻读。

不可重复读和幻读，都是读取到其他事务已经提交的数据。而脏读是读取到其他事务还未提交的数据

解决幻读：（1）可以使用数据库隔离级别是串行化
（2）使用mysql innoDB存储引擎，在数据库隔离级别是可重复读也能解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，下面将详细讨论

场景一：读数据情况下的幻读，使用mysql innoDB存储引擎，在数据库隔离级别是可重复读，能解决

场景二：事务1更新数据，而事务2插入数据，这种情况使用mysql innoDB存储引擎，在数据库隔离级别是可重复读，不能解决

根据上面的结果我们期望的结果是这样的：

id  name
1   财务部
2   研发部

但是实际上我们的结果是：

场景一和场景二形成的根本原因是：快照读和当前读

对于场景一：
select 快照读
当执行select操作是innodb默认会执行快照读，会记录下这次select后的结果，之后select 的时候就会返回这次快照的数据，即使其他事务提交了不会影响当前select的数据，这就实现了可重复读了。

快照的生成是在第一次执行select的时候，也就是说假设当A开启了事务，然后没有执行任何操作，这时候B insert了一条数据然后commit,这时候A执行 select，那么返回的数据中就会有B添加的那条数据。之后无论再有其他事务commit都没有关系，因为快照已经生成了，后面的select都是根据快照来的。

所以场景一中，事务1先select之后，已经生成快照。第二次select也是返回快照（历史数据），不会返回事务2新加的数据，不会出现幻读

对于场景二：

当前读
对于会对数据修改的操作(update、insert、delete)都是采用当前读的模式。
如以下sql都是执行的是当前读

insert; 
update;      //如 update .... set .. where ... 
delete;      //如  delete from. . where ..

在执行这几个操作时会读取最新的记录，即使是别的事务提交的数据也可以查询到。假设要update一条记录，但是在另一个事务中已经delete掉这条数据并且commit了，如果update就会产生冲突，所以在update的时候需要知道最新的数据。

也正是因为这样，select快照读和update当前读混合使用，就出现了场景二的幻读现象。

select的当前读需要手动的加锁：

select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;

那么只用当前读可以避免幻读。当前读会阻塞新数据的插入，主要是间隙锁的加锁机制。

可以看到Session 2 被阻塞了。需要等到Session1 提交事务后才能完成。当我们在事务中每次读取都使用当前读，也就是人工把InnoDB变成了串行化。一定程度上降低了并发性，但是也同样避免了幻读的情况。

只用快照读也可以避免幻读，但是快照读不加锁，所以不阻塞插入新数据，如上述场景一，同样能避免幻读（参考https://zhuanlan.zhihu.com/p/103580034?utm_source=wechat_session）

快照读和当前读混合使用，如上述的场景二，就会出现幻读的情况

参考链接
当前读与快照读的知识https://blog.csdn.net/hello_world_cy/article/details/82109806

数据库的四个隔离级别

读未提交(Read Uncommitted)：一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。解决更新丢失问题。如果一个事务已经开始写操作，那么其他事务则不允许同时进行写操作，但允许其他事务读此行数据。

读已提交(Read Committed)：一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。解决了脏读。读取数据的事务允许其他事务继续访问（访问指读和写）该行数据，但是未提交的写事务将会禁止其他事务访问该行。

可重复读取(Repeatable Read)：可重复读是指，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。解决了不可重复读取和脏读取，但是有时可能出现幻读数据。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。Mysql默认使用该隔离级别。

串行化(Serializable)：对于同一行记录，“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。解决了幻读的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，不能并发执行。

关于串行化的示例：

若隔离级别是“串行化”，则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候，会被锁住（被锁住的原因见下）。直到事务 A 提交后，事务 B 才可以继续执行。所以从 A 的角度看， V1、V2 值是 1，V3 的值是 2

现象解释：
事务A一开始查询值1的时候就获得了读锁，根据两阶段加锁，事务A获得的锁要在commit的时候才释放，所以事务B在修改1为2的时候申请写锁会阻塞直到事务A提交，事务A提交之前获取的值都是1，所以V1 V2都是1，事务A提交后事务B获取到写锁完成更新操作，所以V3是2

实现4种隔离级别的实现方式

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“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“读已提交”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。

参考链接：
推荐以下三篇文章
https://juejin.im/post/6844903799534911496
https://www.cnblogs.com/CoderAyu/p/11525408.html
https://github.com/Snailclimb/JavaGuide/blob/master/docs/database/%E4%BA%8B%E5%8A%A1%E9%9A%94%E7%A6%BB%E7%BA%A7%E5%88%AB(%E5%9B%BE%E6%96%87%E8%AF%A6%E8%A7%A3).md#%E8%84%8F%E8%AF%BB%E8%AF%BB%E6%9C%AA%E6%8F%90%E4%BA%A4

https://juejin.im/entry/6844903665367547918

查看数据库隔离级别的方法

如果要把隔离级别设置成“读已提交”

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 |

+-----------------------+----------------+

事务之间相互隔离的实现方式

以可重复读为例
MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作（除了记录变更记录，还会记录一条变更相反的回滚操作记录，前者记录在redo log，后者记录在undo log）。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。

当前值是 4，但是在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的 read-view（在可重复读隔离级别下，每个事务在启动时都会新建一个事务视图，在接下来的事务中，都会使用这个视图）。如图中看到的，在视图 A、B、C 里面，这一个记录的值分别是 1、2、4，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）。对于 read-view A，要得到 1，就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

回滚日志删除的时机：当系统里没有比这个回滚日志更早的 read-view 的时候。如：read-viewA已经没了，那么对应的2改为1的回滚段就可以删掉了

事务的启动方式

主要是两种：
（1）显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit，回滚语句是 rollback。

PS:
在自动提交模式关闭（关闭隐式提交）的情况下，开启一个事务上下文。首先数据库会隐式提交，之前隐式事务的还未被提交的操作

（2）隐式启动事务。set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句，或者断开连接。
关闭autocommit=0，示例SQL如下:

select name from student where id=1;
commit;

PS:如果autocommit=1，数据库会自动提交事务。但是在autocommit=1的情况下，显式启动事务（ begin 或 start transaction），事务也不会自动提交，除非手动commit。
如果执行 commit work and chain，则是提交事务并自动启动下一个事务，这样也省去了再次执行 begin 语句的开销

总结：

1、不管autocommit 是1还是0 ，START TRANSACTION 后，只有当commit数据才会生效，ROLLBACK后就会回滚。
2、当autocommit 为 0 时，不管有没有START TRANSACTION。只有当commit数据才会生效，ROLLBACK后就会回滚。
3、如果autocommit 为1 ，并且没有START TRANSACTION 。调用ROLLBACK是没有用的。即便设置了SAVEPOINT。

查询长事务

information_schema 库的 innodb_trx 这个表中查询长事务，比如下面这个语句，用于查找持续时间超过 60s 的事务。

select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60

参考链接

https://www.cnblogs.com/hider/p/9103051.html
https://blog.csdn.net/aitangyong/article/details/50481161
https://www.cnblogs.com/kerrycode/p/8649101.html
https://zhuanlan.zhihu.com/p/57302592

关于事务是否隔离

在 MySQL 里，有两个“视图”的概念：

• 一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表（view的数据不占物理存储空间，但view本身会有物理结构），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。
• 另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图（没有物理结构），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。