数据库事务具体是

数据库事务(Database Transaction) ，是指作为单个逻辑工作单元执行的一系列 *** 作，要么完全地执行，要么完全地不执行。

原子性（Atomic）（Atomicity) 事务必须是原子工作单元；对于其数据修改，要么全都执行，要么全都不执行。通常，与某个事务关联的 *** 作具有共同的目标，并且是相互依赖的。如果系统只执行这些 *** 作的一个子集，则可能会破坏事务的总体目标。原子性消除了系统处理 *** 作子集的可能性。

一致性（Consistent）(Consistency) 事务在完成时，必须使所有的数据都保持一致状态。在相关数据库中，所有规则都必须应用于事务的修改，以保持所有数据的完整性。事务结束时，所有的内部数据结构（如 B 树索引或双向链表）都必须是正确的。某些维护一致性的责任由应用程序开发人员承担，他们必须确保应用程序已强制所有已知的完整性约束。如，当开发用于转账的应用程序时，应避免在转账过程中任意移动小数点。隔离性（Insulation）(Isolation) 由并发事务所作的修改必须与任何其它并发事务所作的修改隔离。事务查看数据时数据所处的状态，要么是另一并发事务修改它之前的状态，要么是另一事务修改它之后的状态，事务不会查看中间状态的数据。这称为隔离性，因为它能够重新装载起始数据，并且重播一系列事务，以使数据结束时的状态与原始事务执行的状态相同。当事务可序列化时将获得最高的隔离级别。在此级别上，从一组可并行执行的事务获得的结果与通过连续运行每个事务所获得的结果相同。由于高度隔离会限制可并行执行的事务数，所以一些应用程序降低隔离级别以换取更大的吞吐量。持久性（Duration）(Durability） 事务完成之后，它对于系统的影响是永久性的。该修改即使出现致命的系统故障也将一直保持。

1、原子性（Atomicity）

原子性是指事务包含的所有 *** 作要么全部成功，要么全部失败回滚，因此事务的 *** 作如果成功就必须要完全应用到数据库，如果 *** 作失败则不能对数据库有任何影响。

2、 一致性（Consistency）

一致性是指事务必须使数据库从一个一致性状态变换到另一个一致性状态，也就是说一个事务执行之前和执行之后都必须处于一致性状态。

拿转账来说，假设用户A和用户B两者的钱加起来一共是5000，那么不管A和B之间如何转账，转几次账，事务结束后两个用户的钱相加起来应该还得是5000，这就是事务的一致性。

3、隔离性（Isolation）

隔离性是当多个用户并发访问数据库时，比如 *** 作同一张表时，数据库为每一个用户开启的事务，不能被其他事务的 *** 作所干扰，多个并发事务之间要相互隔离。

即要达到这么一种效果：对于任意两个并发的事务T1和T2，在事务T1看来，T2要么在T1开始之前就已经结束，要么在T1结束之后才开始，这样每个事务都感觉不到有其他事务在并发地执行。　

4、持久性（Durability）

持久性是指一个事务一旦被提交了，那么对数据库中的数据的改变就是永久性的，即便是在数据库系统遇到故障的情况下也不会丢失提交事务的 *** 作。

扩展资料

在数据库中，关于读数据的概念：

1、脏读（Dirty Reads）：所谓脏读就是对脏数据（Drity Data）的读取，而脏数据所指的就是未提交的数据。也就是说，一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交之前，这条数据是处于待定状态的（可能提交也可能回滚）。

这时，第二个事务来读取这条没有提交的数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被称为脏读。

2、不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务先后读取同一条记录，但两次读取的数据不同，我们称之为不可重复读。也就是说，这个事务在两次读取之间该数据被其它事务所修改。

3、幻读（Phantom Reads）：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为幻读。

参考资料：

百度百科-数据库事务

最近在网上看了不少mysql锁的文章，不少文章都提到InnoDB的RR隔离级别（Repeatable Read）无法解决幻读的问题。对此问题作者亲自做了一些实验，将实验结论记录在此。

本次实验的mysql版本为5722 。

此篇文章的重点在于通过实验的形式解释清楚InnoDB的RR隔离级别是否解决了幻读问题。所以文中将不会对一些相关的概念进行解释，默认读者已经具备相关知识。如果读者对于以下的知识点不甚清楚，最好自行查阅相关资料，理解清楚之后再阅读接下来的实验内容，以免造成困惑。

进行此次实验需要具备的知识点（包括但不限于）：

创建表结构：

创建两条数据：

最终的表数据如下：

打开两个终端，连上mysql，分别启动事务a和事务b。

在事务a和事务b上面分别执行如下命令：

查询出来的结果如下：

事务a：

事务b:

很明显事务b没有查询到事务a未提交的新插入数据。原因也很简单，因为 普通的select语句是快照读，而事务b启动时，它的快照数据就已经被版本锁定了 。

那么我们在事务b里面执行如下命令来看看执行结果：

执行完成之后我们发现事务b此时会block住，原因是 事务a的insert语句排它锁住了id为3的新插入数据，而事务b想请求所有行的共享锁，肯定是需要等待的。

那么此时事务b当前读id为1或2的数据（非事务a新插入数据）是否可行呢？

结论是可行的，因为 tmp_table 存在唯一键，且事务a的insert语句只是锁住了id为3的行。所以其他事务获取其他行的共享锁是可行的 。读者可以自行测试，这里就不做演示了。

事务a和事务b执行如下命令：

事务b打印的结果：

还是一样， 因为普通select是快照读，事务b还是读取到的是快照数据，所以不包含事务a提交之后的新数据 。

让我们在事务b下面使用共享锁查看当前版本数据：

结果如下：

可以查询到事务a已提交的新数据，所以此时使用当前读就产生了幻读 。

还有另一种情况也会产生幻读，并且只需要执行普通的select语句。下面请看演示。

在事务b下面执行如下两条语句：

第一条命令使用update更新了事务a已提交的新数据，第二条命令通过普通的select语句查看快照数据。

打印结果如下：

可以看到事务a已提交的新数据被事务b使用update语句更新了，并且通过普通的select语句给查询出来了，很显然，出现了幻读 。

所以说InnoDB的RR隔离级别没有或者解决了幻读问题都不太准确。应该说它并没有完全解决幻读的问题。

如果在同一个事务里面，只是总是执行普通的select快照读，是不会产生幻读的。

但是如果在这个事务里面通过当前读或者先更新然后快照读的形式来读取数据，就会产生幻读。

Phantom Rows

Innodb 中 RR 隔离级别能否防止幻读？

一个数据库可能拥有多个访问客户端，这些客户端并发访问数据库时，若没有采取必要的隔离措施，存在以下问题，这些问题分为5类，包括3类数据读问题：脏读、不可重复读和幻读。

两类数据更新问题：第一类丢失更新、第二类丢失更新。

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