mysql空闲会话参数 mysql会话到底是什么

1：事务概述

MySQL 是一个服务器／客户端架构的软件，对于同一个服务器来说，可以有若干个客户端与之连接，每个客户端与服务器连接上之后，就可以称之为一个会话（ Session ）。我们可以同时在不同的会话里输入各种语句，这些语句可以作为事务的一部分进行处理。不同的会话可以同时发送请求，也就是说服务器可能同时在处理多个事务，这样子就会导致不同的事务可能同时访问到相同的记录。我们前边说过事务有一个特性称之为隔离性，理论上在某个事务对某个数据进行访问时，其他事务应该进行排队，当该事务提交之后，其他事务才可以继续访问这个数据。但是这样子的话对性能影响太大，所以设计数据库的大叔提出了各种隔离级别 ，来最大限度的提升系统并发处理事务的能力，但是这也是以牺牲一定的隔离性来达到的。

事务是数据库最为重要的机制之一，凡是使用过数据库的人，都了解数据库的事务机制，也对ACID四个基本特性如数家珍。但是聊起事务或者ACID的底层实现原理，往往言之不详，不明所以。在MySQL中的事务是由存储引擎实现的，而且支持事务的存储引擎不多，我们主要讲解InnoDB存储引擎中的事务。所以，今天我们就一起来分析和探讨InnoDB的事务机制，希望能建立起对事务底层实现原理的具体了解。

 2：ACID四大特性

数据库事务具有ACID四大特性。ACID是以下4个词的缩写：

原子性(atomicity) ：事务最小工作单元，要么全成功，要么全失败 。

一致性(consistency)： 事务开始和结束后，数据库的完整性不会被破坏 。修改数据之后，关联的数据必须对应的修改。不能出现修改一部分数据的情况

隔离性(isolation) ：不同事务之间互不影响，四种隔离级别为RU（读未提交）、RC（读已提交）、RR（可重复读）、SERIALIZABLE （串行化）。 多个事务之间应该是相互隔离互不干扰。干扰程度取决于事务的隔离级别

持久性(durability) ：事务提交后，对数据的修改是永久性的，即使系统故障也不会丢失。redo log 的作用。

3：事务的隔离级别

1：未提交读（READ UNCOMMITTED/RU）

当前事务可以读取到其他事务未提交的数据。很少使用。 会出现脏读的问题

脏读：一个事务读取到另一个事务未提交的数据。

如果一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据，那么这种 隔离级别 就称之为 未提交读 （英文名：READ UNCOMMITTED ），示意图如下：

发生时间编号	Session A	Session B
①	BEGIN;
②		BEGIN;
③		update t set c='关羽' where id =1;
④	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'关羽')

Session A 和 Session B 各开启了一个事务， Session B 中的事务先将 id 为 1 的记录的列 c更新为 '关羽' ，然后 Session A 中的事务再去查询这条 id 为 1 的记录，那么在未提交读的隔离级别下，查询结果就是 '关羽' ，也就是说某个事务读到了另一个未提交事务修改过的记录。但是如果Session B 中的事务稍后进行了回滚，那么 Session A 中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象就称之为脏读。

发生时间编号	Session A	Session B
①	BEGIN;
②		BEGIN;
③		update t set c='关羽' where id =1;
④	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'关羽')
⑤		rollback;

脏读违背了现实世界的业务含义，所以这种 READ UNCOMMITTED 算是十分不安全的一种 隔离级别 。

2：已提交读（READ COMMITTED/RC）

不可重复读：一个事务因读取到另一个事务 已提交的数据 。导致相同的查询两次以上的查询结果不同。

如果一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事务都能查询得到最新值，那么这种 隔离级别 就称之为已提交读（ READ COMMITTED ），如图所示：

发生时间编号	Session A	Session B
①	BEGIN;
②		BEGIN;
③		update t set c='关羽' where id =1;
④	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'刘备')
⑤		commit;
⑥	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'关羽')

从图中可以看到，第4步时，由于 Session B 中的事务尚未提交，所以 Session A 中的事务查询得到的结果只是 '刘备' ，而第6步时，由于 Session B 中的事务已经提交，所以 Session B 中的事务查询得到的结果就是 '关羽' 了。

对于某个处在在 已提交读 隔离级别下的事务来说，只要其他事务修改了某个数据的值，并且之后提交了，那么该事务就会读到该数据的最新值，比方说：

发生时间编号	Session A	Session B
①	BEGIN;
②	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'刘备')
③		update t set c='关羽' where id =1; （隐式提交）
④	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'关羽')
⑤		update t set c='张飞' where id =1; （隐式提交）
⑥	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'张飞')

我们在 Session B 中提交了几个隐式事务，这些事务都修改了 id 为 1 的记录的列c的值，每次事务提交之后， Session A 中的事务都可以查看到最新的值。这种现象也被称之为不可重复读。

3：可重复读（REPEATABLE READ/RR）

幻读：一个事务因读取到另一个事务 已提交的insert数据 。导致对同一张表读取两次以上的结果不一致。

在一些业务场景中，一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，但是第一次读过某条记录后，即使其他事务修改了该记录的值并且提交，该事务之后再读该条记录时，读到的仍是第一次读到的值，而不是每次都读到不同的数据。那么这种 隔离级别 就称之为 可重复读 （英文名： REPEATABLE READ ），如图所示：

发生时间编号	Session A	Session B
①	BEGIN;
②	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'刘备')
③		update t set c='关羽' where id =1; （隐式提交）
④	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'刘备')
⑤		update t set c='张飞' where id =1; （隐式提交）
⑥	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'刘备')

从图中可以看出来， Session A 中的事务在第一次读取 id 为 1 的记录时，列 c 的值为 '刘备' ，之后虽然 Session B 中隐式提交了多个事务，每个事务都修改了这条记录，但是 Session A 中的事务读到的列 c 的值仍为 '刘备' ，与第一次读取的值是相同的。

4：串行化（SERIALIZABLE）

以上3种隔离级别都允许对同一条记录进行 读-读 、 读-写 、 写-读 的并发操作，如果我们不允许 读-写 、 写-读 的并发操作，可以使用 SERIALIZABLE 隔离级别，示意图如下：

发生时间编号	Session A	Session B
①	BEGIN;
②		BEGIN;
③		update t set c='关羽' where id =1;
④	select * from t where id=1; (等待中...)
⑤		commit
⑥	select * from t where id=1; (此时读到的列c的值为'关羽')

如图所示，当 Session B 中的事务更新了 id 为 1 的记录后，之后 Session A 中的事务再去访问这条记录时就被卡住了，直到 Session B 中的事务提交之后， Session A 中的事务才可以获取到查询结果。

4：设置当前会话的事务隔离级别

//查看当前事务级别： 
SELECT @@tx_isolation; 

//设置read uncommitted级别：
 set session transaction isolation level read uncommitted; 

//设置read committed级别： 
set session transaction isolation level read committed; 

//设置repeatable read级别： 
set session transaction isolation level repeatable read; 

//设置serializable级别： 
set session transaction isolation level serializable;