Mysql事务隔离级别(锁)及传播级别

在最近的开发中，碰到一个需求签到，每个用户每天只能签到一次，那么怎么去判断某个用户当天是否签到呢？因为当属表设计的时候，每个用户签到一次，即向表中插入一条记录，根据记录的数量和时间来判断用户当天是否签到。

这样的话就会有一个问题， 如果是在网速过慢的情况下，用户多次点击签到按钮，那么变会发送多次请求，可能会导致一天多次签到，重复提交的问题 ，那么很自然的想到用事务。这次用的是SSM的框架，一开始设计的代码大致如下：

public boolean signIn(SignInHistory signInHistory) {
    //编程式开启事务
    TransactionTemplate template = new TransactionTemplate(transactionManager);
    boolean result = (boolean) template.execute(new TransactionCallback<Object>() {
    public Object doInTransaction(TransactionStatus transactionStatus) {
      try {
        //获取用户所有签到记录
        List<SignInHistory> SignInHistoryList = signInMapper.select(signInHistory);
        //如果当前时间和List中某条签到时间相同，则当天已签到，代码略去
        //插入签到历史表
        signInMapper.insert(signInHistory);
      } catch (Exception e) {
        transactionStatus.setRollbackOnly();  
        logger.error(e);
        return false;
      }
      return true;
      }
    });
  }

但是在测试中，发现还是会发生重复提交。

那么看 MySQL 文档

Consistent read is the default mode in which InnoDB processes SELECT statements in READ COMMITTED and REPEATABLE READ isolation levels. A consistent read does not set any locks on the tables it accesses, and therefore other sessions are free to modify those tables at the same time a consistent read is being performed on the table.

Mysql 文档中也有相关说明：如果是在 read committed 和 repeatab read 下，普通的 select 语句并不会进行锁操作。其它 session 可以照常更新或插入操作。

所以在这里面就可以发现，如果只是普通 select ，不管在不在事务中， mysql 都不会将 select 加锁，所以根本无法阻止其它事务插入记录。

由此可以得出一个理解，

事务隔离级别

数据库事务隔离级别，只是针对一个事务能不能读取其它事务的中间结果。

Read Uncommitted （读取未提交内容）

在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少。读取未提交的数据，也被称之为脏读（ Dirty Read ）。

Read Committed （读取提交内容）

这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这种隔离级别 也支持所谓的不可重复读（ Nonrepeatable Read ），因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的 commit ，所以同一 select 可能返回不同结果。

Repeatable Read （可重读）

这是 MySQL 的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读 （ Phantom Read ）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的 " 幻影 " 行。 InnoDB和 Falcon 存储引擎通过多版本并发控制（ MVCC ， Multiversion Concurrency Control ）机制解决了该问题。

Serializable （可串行化）

这是最高的隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。

这四种隔离级别采取不同的锁类型来实现，若读取的是同一个数据的话，就容易发生问题。例如：

脏读 (Drity Read) ：某个事务已更新一份数据，另一个事务在此时读取了同一份数据，由于某些原因，前一个 RollBack 了操作，则后一个事务所读取的数据就会是不正确的。

不可重复读 (Non-repeatable read): 在一个事务的两次查询之中数据不一致，这可能是两次查询过程中间插入了一个事务更新的原有的数据。

幻读 (Phantom Read): 在一个事务的两次查询中数据笔数不一致，例如有一个事务查询了几列 (Row) 数据，而另一个事务却在此时插入了新的几列数据，先前的事务在接下来的查询中，就会发现有几列数据是它先前所没有的。

事务传播级别

数据库事务传播级别，指的是事务嵌套时，应该采用什么策略，即在一个事务中调用别的事务，该怎么办

假如有一下两个事务：

ServiceA {
void methodA () {
ServiceB . methodB ();
}

}

ServiceB {
void methodB () {
}
}

1 ： PROPAGATION_REQUIRED

加入当前正要执行的事务不在另外一个事务里，那么就起一个新的事务

比如说， ServiceB.methodB 的事务级别定义为 PROPAGATION_REQUIRED, 那么由于执行 ServiceA.methodA 的时候，

ServiceA.methodA 已经起了事务，这时调用 ServiceB.methodB ，ServiceB.methodB 看到自己已经运行在 ServiceA.methodA

的事务内部，就不再起新的事务。而假如 ServiceA.methodA 运行的时候发现自己没有在事务中，他就会为自己分配一个事务。

这样，在 ServiceA.methodA 或者在 ServiceB.methodB 内的任何地方出现异常，事务都会被回滚。即使 ServiceB.methodB 的事务已经被

提交，但是 ServiceA.methodA 在接下来 fail 要回滚， ServiceB.methodB 也要回滚

2 ： PROPAGATION_SUPPORTS

如果当前在事务中，即以事务的形式运行，如果当前不再一个事务中，那么就以非事务的形式运行

3 ： PROPAGATION_MANDATORY

必须在一个事务中运行。也就是说，他只能被一个父事务调用。否则，他就要抛出异常

4 ： PROPAGATION_REQUIRES_NEW

这个就比较绕口了。 比如我们设计 ServiceA.methodA 的事务级别为PROPAGATION_REQUIRED ， ServiceB.methodB 的事务级别为PROPAGATION_REQUIRES_NEW ，

那么当执行到 ServiceB.methodB 的时候， ServiceA.methodA 所在的事务就会挂起， ServiceB.methodB 会起一个新的事务，等待 ServiceB.methodB 的事务完成以后，

他才继续执行。他与 PROPAGATION_REQUIRED 的事务区别在于事务的回滚程度了。因为 ServiceB.methodB 是新起一个事务，那么就是存在

两个不同的事务。如果 ServiceB.methodB 已经提交，那么 ServiceA.methodA 失败回滚， ServiceB.methodB 是不会回滚的。如果 ServiceB.methodB 失败回滚，

如果他抛出的异常被 ServiceA.methodA 捕获， ServiceA.methodA 事务仍然可能提交。

5 ： PROPAGATION_NOT_SUPPORTED

当前不支持事务。比如 ServiceA.methodA 的事务级别是PROPAGATION_REQUIRED ，而 ServiceB.methodB 的事务级别是PROPAGATION_NOT_SUPPORTED ，

那么当执行到 ServiceB.methodB 时， ServiceA.methodA 的事务挂起，而他以非事务的状态运行完，再继续 ServiceA.methodA 的事务。

6 ： PROPAGATION_NEVER

不能在事务中运行。假设 ServiceA.methodA 的事务级别是PROPAGATION_REQUIRED ， 而 ServiceB.methodB 的事务级别是PROPAGATION_NEVER ，

那么 ServiceB.methodB 就要抛出异常了。

7 ： PROPAGATION_NESTED

理解 Nested 的关键是 savepoint 。他与 PROPAGATION_REQUIRES_NEW 的区别是， PROPAGATION_REQUIRES_NEW 另起一个事务，将会与他的父事务相互独立，

而 Nested 的事务和他的父事务是相依的，他的提交是要等和他的父事务一块提交的。也就是说，如果父事务最后回滚，他也要回滚的。

而 Nested 事务的好处是他有一个 savepoint 。

行级锁

如果有两个事务 A,B 都有 read 和 write 操作，如果逻辑是如果表中没有记录则插入，那么因为 read 操作并没有加锁， A ， B 进行 read 操作时，有可能表中都没有记录，那么事务 A,B 都会进行插入操作，表中将会有两条记录。

如果要保证在事务并发时，每条事务读取到的数据都是最新的，那么只能采用锁。

在 select 语句后加上 FOR UPDATE ，再测试，重复提交的问题被解决了。

但是问题又来了，如果在 select 语句后加上 LOCK IN SHARE MODE ，那么会报死锁的错误。

查看 mysql 文档：

• SELECT ... LOCK IN SHARE MODE sets a shared mode lock on any rows that are read. Other sessions can read the rows, but cannot modify them until your transaction commits. If any of these rows were changed by another transaction that has not yet committed, your query waits until that transaction ends and then uses the latest values.

• SELECT ... FOR ** UPDATE ** sets an exclusive lock on the rows read. An exclusive lock prevents other sessions from accessing the rows for reading or writing.

  LOCK IN SHARE MODE 会在读取的行上加共享锁 ，其他 session 只能读不能修改或删除，如果有其他事务修改了记录，那么会等待事务提交后，再读取。

  FOR UPDATE 在读取行上设置一个排他锁 。阻止其他 session 读取或者写入行数据

  这样看起来似乎就能解释为什么使用 LOCK IN SHARE MODE 会产生死锁了，假如两个事务 A 、 B 都读取同一行记录，那么在这一行就加上了共享锁，但是 A 和B 事务中都需要修改这一行，那么都要等待对方释放共享锁才能进行，结果造成了死锁。

  只能使用 for update 来防止死锁和重复插入。

  这就是 mysql 的两种行级锁的区别。