mysql a事物在写 b事物能读吗

语法

我们先来看看事务的语法。现在的社会比较浮躁，大家往往只在乎如何解决问题，而不去考虑问题的本质到底是什么。

所以我决定先来介绍事务的语法：

1. 开启事务start transaction，可以简写为 begin2. 然后记录之后需要执行的一组sql

3. 提交commit

4. 如果所有的sql都执行成功，则提交，将sql的执行结果持久化到数据表内。

5. 回滚rollback

6. 如果存在失败的sql，则需要回滚，将sql的执行结果，退回到事务开始之时7. 无论回滚还是提交，都会关闭事务！需要再次开启，才能使用。

8. 还有一点需要注意，就是事务只针对当前连接。

下面我们来进行演示：

使用第一个链接A，开启事务后，执行一条update语句。

结果成功，数据已经变成修改之后！

这里写图片描述

此时我们没有提交。

再从其他连接B来查看，发现数据为更改：

这里写图片描述

此时如果连接A选择提交，也就是commit *** 作。则连接B的数据也会发生变化。

而如果连接A选择回滚，也就是rollback *** 作。则连接A再次查询则发现数据还原。

基本原理

语法说完了，浮躁的人也不用继续看下去了。下面简单说一下事务的基本原理吧。

提交，就会将结果持久化，不提交就不会。

如果我们不开启事务，只执行一条sql，马上就会持久化数据，可以看出，普通的执行就是立即提交。

这是因为MySQL默认对sql语句的执行是自动提交的。

也就是说，开启事务，实际上就是关闭了自动提交的功能，改成了commit手动提交！

我们可以通过简单的对是否自动提交加以设置，完成开启事务的目的！

自动提交的特征是保存在服务的一个autocommit的变量内。可以进行修改：

这里写图片描述

还需要注意一点，就是事务类似于外键约束，只被innodb引擎支持。

特点

下面来说说事务的特点ACID。也就是原子性，一致性，隔离性和持久性。

原子性：事务是不可分割的。

一致性：保证数据在事务的执行周期内，是一致的！

隔离型：多个事务之间的干扰关系！隔离级别！

持久性：事务一旦被提交，就不可能再被回滚！

事务并发

事务并发会带来一些问题，所以才有了不同的事务隔离级别。要想了解事务的隔离级别，就必须首先了解事务并发会带来的问题。

一般来说，会出现三类数据读问题和数据更新问题。

脏读

一个事务正在对一条记录做修改，但未提交，另一个事务读取了这些脏数据，并进一步处理，就会产生未提交的数据依赖。

举一个例子：

时间转账事务A取款事务B

T1开始事务

T2开始事务

T3查询账户余额为1000元

T4取出500元把余额改为500元

T5查询账户余额为500元（脏读）

T6撤销事务余额恢复为1000元

T7汇入100元把余额改为600元

T8提交事务

A读取了B尚未提交的脏数，导致最后余额为600元。

不可重复读

一个事务在不同时间读取数据不一致。

举一个例子：

时间取款事务A转账事务B

T1开始事务

T2开始事务

T3查询账户余额为1000元

T4查询账户余额为1000元

T5取出100元把余额改为900元

T6提交事务

T7查询账户余额为900元（和T4读取的不一致）可以看到最后读取的数据不一致。

幻读

幻读和不可重复读的概念类似，都是不同时间数据不一致，只不过幻读是针对新增数据，而不可重复读是针对更改数据。

看一个例子：

时间统计金额事务A转账事务B

T1开始事务

T2开始事务

T3统计总存款数为10000元

T4新增一个存款账户，存款为100元

T5提交事务

T6再次统计总存款数为10100元（幻象读）

更新丢失

两个事务对同一数据进行更新，后者会覆盖先者的更新。

时间取款事务A转账事务B

T1开始事务

T2开始事务

T3查询账户余额为1000元

T4查询账户余额为1000元

T5汇入100元把余额改为1100元

T6提交事务

T7取出100元将余额改为900元

T8撤销事务

T9余额恢复为1000元（丢失更新）

隔离级别

事务并发带来的问题前文已经描述得非常仔细了。事务的隔离级别就是为了针对并发出现的问题，不同的级别可以保证不同的一致性。

为了解决上面讲到的并发事务处理带来的问题，SQL标准提出了4个等级的事务隔离级别。不同的隔离级别在同样的环境下会出现不同的结果。

下面看看四种隔离级别的比较：

隔离级别读数据一致性脏读不可重复读幻读

未提交读（Read uncommitted）最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据是是是已提交读（Read committed）语句级否是是

可重复读（Repeatable read）事务级否否是

可序列化（Serializable）最高级别，事务级否否否

只要字段值还可以继续拆分，就不满足第一范式。

范式设计得越详细，对某些实际 *** 作可能会更好，但并非都有好处，需要对项目的实际情况进行设定。

在满足第一范式的前提下，其他列都必须完全依赖于主键列。 如果出现不完全依赖，只可能发生在联合主键的情况下：

实际上，在这张订单表中，product_name 只依赖于 product_id ，customer_name 只依赖于 customer_id。也就是说，product_name 和 customer_id 是没用关系的，customer_name 和 product_id 也是没有关系的。

这就不满足第二范式：其他列都必须完全依赖于主键列！

拆分之后，myorder 表中的 product_id 和 customer_id 完全依赖于 order_id 主键，而 product 和 customer 表中的其他字段又完全依赖于主键。满足了第二范式的设计！

在满足第二范式的前提下，除了主键列之外，其他列之间不能有传递依赖关系。

表中的 customer_phone 有可能依赖于 order_id 、 customer_id 两列，也就不满足了第三范式的设计：其他列之间不能有传递依赖关系。

修改后就不存在其他列之间的传递依赖关系，其他列都只依赖于主键列，满足了第三范式的设计！

查询每门课的平均成绩。

查询 score 表中至少有 2 名学生选修，并以 3 开头的课程的平均分数。

分析表发现，至少有 2 名学生选修的课程是 3-105 、3-245 、6-166 ，以 3 开头的课程是 3-105 、3-245。也就是说，我们要查询所有 3-105 和 3-245 的 degree 平均分。

查询所有学生的 name，以及该学生在 score 表中对应的 c_no 和 degree 。

通过分析可以发现，只要把 score 表中的 s_no 字段值替换成 student 表中对应的 name 字段值就可以了，如何做呢？

查询所有学生的 no 、课程名称 ( course 表中的 name ) 和成绩 ( score 表中的 degree ) 列。

只有 score 关联学生的 no ，因此只要查询 score 表，就能找出所有和学生相关的 no 和 degree ：

然后查询 course 表：

只要把 score 表中的 c_no 替换成 course 表中对应的 name 字段值就可以了。

查询所有学生的 name 、课程名 ( course 表中的 name ) 和 degree 。

只有 score 表中关联学生的学号和课堂号，我们只要围绕着 score 这张表查询就好了。

只要把 s_no 和 c_no 替换成 student 和 srouse 表中对应的 name 字段值就好了。

首先把 s_no 替换成 student 表中的 name 字段：

再把 c_no 替换成 course 表中的 name 字段：

查询 95031 班学生每门课程的平均成绩。

在 score 表中根据 student 表的学生编号筛选出学生的课堂号和成绩：

这时只要将 c_no 分组一下就能得出 95031 班学生每门课的平均成绩：

查询在 3-105 课程中，所有成绩高于 109 号同学的记录。

首先筛选出课堂号为 3-105 ，在找出所有成绩高于 109 号同学的的行。

查询所有成绩高于 109 号同学的 3-105 课程成绩记录。

查询所有和 101 、108 号学生同年出生的 no 、name 、birthday 列。

查询 '张旭' 教师任课的学生成绩表。

首先找到教师编号：

通过 sourse 表找到该教师课程号：

通过筛选出的课程号查询成绩表：

查询某选修课程多于5个同学的教师姓名。

首先在 teacher 表中，根据 no 字段来判断该教师的同一门课程是否有至少5名学员选修：

查看和教师编号有有关的表的信息：

我们已经找到和教师编号有关的字段就在 course 表中，但是还无法知道哪门课程至少有5名学生选修，所以还需要根据 score 表来查询：

根据筛选出来的课程号，找出在某课程中，拥有至少5名学员的教师编号：

在 teacher 表中，根据筛选出来的教师编号找到教师姓名：

查询 “计算机系” 课程的成绩表。

思路是，先找出 course 表中所有 计算机系 课程的编号，然后根据这个编号查询 score 表。

查询 计算机系 与 电子工程系 中的不同职称的教师。

查询课程 3-105 且成绩 至少 高于 3-245 的 score 表。

查询课程 3-105 且成绩高于 3-245 的 score 表。

查询某课程成绩比该课程平均成绩低的 score 表。

查询所有任课 ( 在 course 表里有课程 ) 教师的 name 和 department 。

查询 student 表中至少有 2 名男生的 class 。

查询 student 表中不姓 "王" 的同学记录。

查询 student 表中每个学生的姓名和年龄。

查询 student 表中最大和最小的 birthday 值。

以 class 和 birthday 从大到小的顺序查询 student 表。

查询 "男" 教师及其所上的课程。

查询最高分同学的 score 表。

查询和 "李军" 同性别的所有同学 name 。

查询和 "李军" 同性别且同班的同学 name 。

查询所有选修 "计算机导论" 课程的 "男" 同学成绩表。

需要的 "计算机导论" 和性别为 "男" 的编号可以在 course 和 student 表中找到。

建立一个 grade 表代表学生的成绩等级，并插入数据：

查询所有学生的 s_no 、c_no 和 grade 列。

思路是，使用区间 ( BETWEEN ) 查询，判断学生的成绩 ( degree ) 在 grade 表的 low 和 upp 之间。

准备用于测试连接查询的数据：

分析两张表发现，person 表并没有为 cardId 字段设置一个在 card 表中对应的 id 外键。如果设置了的话，person 中 cardId 字段值为 6 的行就插不进去，因为该 cardId 值在 card 表中并没有。

要查询这两张表中有关系的数据，可以使用 INNER JOIN ( 内连接 ) 将它们连接在一起。

完整显示左边的表 ( person ) ，右边的表如果符合条件就显示，不符合则补 NULL 。

完整显示右边的表 ( card ) ，左边的表如果符合条件就显示，不符合则补 NULL 。

完整显示两张表的全部数据。

在 MySQL 中，事务其实是一个最小的不可分割的工作单元。事务能够 保证一个业务的完整性 。

比如我们的银行转账：

在实际项目中，假设只有一条 SQL 语句执行成功，而另外一条执行失败了，就会出现数据前后不一致。

因此，在执行多条有关联 SQL 语句时， 事务 可能会要求这些 SQL 语句要么同时执行成功，要么就都执行失败。

在 MySQL 中，事务的 自动提交 状态默认是开启的。

自动提交的作用 ：当我们执行一条 SQL 语句的时候，其产生的效果就会立即体现出来，且不能 回滚 。

什么是回滚？举个例子：

可以看到，在执行插入语句后数据立刻生效，原因是 MySQL 中的事务自动将它 提交 到了数据库中。那么所谓 回滚 的意思就是，撤销执行过的所有 SQL 语句，使其回滚到 最后一次提交 数据时的状态。

在 MySQL 中使用 ROLLBACK 执行回滚：

由于所有执行过的 SQL 语句都已经被提交过了，所以数据并没有发生回滚。那如何让数据可以发生回滚？

将自动提交关闭后，测试数据回滚：

那如何将虚拟的数据真正提交到数据库中？使用 COMMIT :

事务的实际应用 ，让我们再回到银行转账项目：

这时假设在转账时发生了意外，就可以使用 ROLLBACK 回滚到最后一次提交的状态：

这时我们又回到了发生意外之前的状态，也就是说，事务给我们提供了一个可以反悔的机会。假设数据没有发生意外，这时可以手动将数据真正提交到数据表中：COMMIT 。

事务的默认提交被开启 ( @@AUTOCOMMIT = 1 ) 后，此时就不能使用事务回滚了。但是我们还可以手动开启一个事务处理事件，使其可以发生回滚：

仍然使用 COMMIT 提交数据，提交后无法再发生本次事务的回滚。

事务的四大特征：

事务的隔离性可分为四种 ( 性能从低到高 ) ：

查看当前数据库的默认隔离级别：

修改隔离级别：

测试 READ UNCOMMITTED ( 读取未提交 ) 的隔离性：

由于小明的转账是在新开启的事务上进行 *** 作的，而该 *** 作的结果是可以被其他事务（另一方的淘宝店）看见的，因此淘宝店的查询结果是正确的，淘宝店确认到账。但就在这时，如果小明在它所处的事务上又执行了 ROLLBACK 命令，会发生什么？

这就是所谓的 脏读 ，一个事务读取到另外一个事务还未提交的数据。这在实际开发中是不允许出现的。

把隔离级别设置为 READ COMMITTED ：

这样，再有新的事务连接进来时，它们就只能查询到已经提交过的事务数据了。但是对于当前事务来说，它们看到的还是未提交的数据，例如：

但是这样还有问题，那就是假设一个事务在 *** 作数据时，其他事务干扰了这个事务的数据。例如：

虽然 READ COMMITTED 让我们只能读取到其他事务已经提交的数据，但还是会出现问题，就是 在读取同一个表的数据时，可能会发生前后不一致的情况。* 这被称为* 不可重复读现象 ( READ COMMITTED ) 。

将隔离级别设置为 REPEATABLE READ ( 可被重复读取 ) :

测试 REPEATABLE READ ，假设在两个不同的连接上分别执行 START TRANSACTION :

当前事务开启后，没提交之前，查询不到，提交后可以被查询到。但是，在提交之前其他事务被开启了，那么在这条事务线上，就不会查询到当前有 *** 作事务的连接。相当于开辟出一条单独的线程。

无论小张是否执行过 COMMIT ，在小王这边，都不会查询到小张的事务记录，而是只会查询到自己所处事务的记录：

这是 因为小王在此之前开启了一个新的事务 ( START TRANSACTION ) * ，那么* 在他的这条新事务的线上，跟其他事务是没有联系的 ，也就是说，此时如果其他事务正在 *** 作数据，它是不知道的。

然而事实是，在真实的数据表中，小张已经插入了一条数据。但是小王此时并不知道，也插入了同一条数据，会发生什么呢？

报错了， *** 作被告知已存在主键为 6 的字段。这种现象也被称为 幻读，一个事务提交的数据，不能被其他事务读取到 。

顾名思义，就是所有事务的 写入 *** 作 全都是串行化的。什么意思？把隔离级别修改成 SERIALIZABLE :

还是拿小张和小王来举例：

此时会发生什么呢？由于现在的隔离级别是 SERIALIZABLE ( 串行化 ) ，串行化的意思就是：假设把所有的事务都放在一个串行的队列中，那么所有的事务都会按照 固定顺序执行 ，执行完一个事务后再继续执行下一个事务的 写入 *** 作 ( 这意味着队列中同时只能执行一个事务的写入 *** 作 ) 。

根据这个解释，小王在插入数据时，会出现等待状态，直到小张执行 COMMIT 结束它所处的事务，或者出现等待超时。

转载： https://github.com/baa-god/sql_node/blob/master/mysql/

存储过程是：

通过一系列的SQL语句， 根据传入的参数（也可以没有）， 通过简单的调用，

完成比单个SQL语句更复杂的功能， 存储在数据库服务器端，只需要编译过一次之后再次使用都不需要再进行编译。主要对存储的过程进行控制。

事务是一系列的数据更改 *** 作组成的一个整体。一旦事务中包含的某 *** 作失败或用户中止，用户可以控制将事务体中所有 *** 作撤消，返回事务开始前的状态。

事务中的 *** 作是一个整体，要么整体完成，要么全部不做。从而保证了数据的完整性。

Mysql中，MyISAM存储引擎不支持事务，InnoDB支持。

两者都是数据库中非常重要的知识。

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