UPDATE 语句执行时，MySQL 怎么加锁

UPDATE更新时会加锁，而对于更新前读取的数据要看具体的隔离级别，我这样理解对吗

是的，你的理解是正确的！在 UPDATE 语句执行时，MySQL 会加锁 ，而对于 更新前读取的数据 ，则需要根据具体的 事务隔离级别 来决定事务在执行时读取到的值。

让我们具体分析一下：

1. `UPDATE` 语句的加锁行为

UPDATE 语句执行时会加锁 ：
- 当你执行 UPDATE 语句时，MySQL 会在被更新的行上加上 排他锁（Exclusive Lock），这意味着其他事务在当前事务提交之前不能修改这行数据。这是为了防止数据的并发修改导致不一致的结果。
- 排他锁 是 行级锁，它保证了当前事务对某行数据的独占访问，直到事务提交或回滚。

2. 更新前读取的数据与隔离级别的关系

事务隔离级别 影响一个事务在执行时读取到的数据内容。在 MySQL 中，不同的隔离级别对读取操作有不同的影响，具体表现为：

(1) 读未提交 (READ UNCOMMITTED)

SELECT 操作 ：可以读取其他事务未提交的数据，称为脏读。
UPDATE 操作：会在当前行上加排他锁（X锁），确保其他事务无法修改或读取当前正在修改的数据行。

(2) 读已提交 (READ COMMITTED)

SELECT 操作：事务只能读取其他事务已经提交的数据，也就是不会读取到脏数据。
UPDATE 操作：同样会加排他锁，确保其他事务不能修改正在更新的数据。
对于更新前的数据 ：事务A的 UPDATE 操作会基于它在 SELECT 之前读取到的数据来进行更新，因此事务B在执行 SELECT 时，会看到事务A已提交的数据（如果事务A已提交）。但如果事务A尚未提交，事务B不能读取事务A的未提交数据。

(3) 可重复读 (REPEATABLE READ)

SELECT 操作：事务A开始后，它会获得数据的快照。在整个事务的生命周期内，事务A每次读取同一行数据时都会看到相同的值。即使其他事务修改了数据，事务A也看不到这些更改，直到它提交。
UPDATE 操作 ：事务A会对更新的数据行加排他锁，并确保数据的一致性。在 REPEATABLE READ 隔离级别下，事务B在执行时也会看到事务A开始时的数据快照，即使事务A提交了它对数据的修改，事务B也无法读取到事务A尚未提交的更改。

(4) 串行化 (SERIALIZABLE)

SELECT 操作：事务会在执行时加锁，确保不会发生其他事务插入、修改或删除当前事务正在读取的数据。
UPDATE 操作：执行时会加排他锁，确保数据的一致性。由于事务被完全串行化，事务B不会看到事务A未提交的任何更改，直到事务A完全提交。

总结

UPDATE 语句执行时会加锁：它会加上排他锁，防止其他事务对正在更新的数据行进行修改。排他锁确保数据的一致性。
读取的数据会根据事务隔离级别不同而不同：
- 在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ 隔离级别下，事务的读取行为受到事务开始时快照的控制。
- 在 REPEATABLE READ 下，即使其他事务修改了数据，事务A始终读取自己开始时的快照数据；但如果事务B在事务A提交之前修改了数据，事务A不会看到事务B的修改。

你理解的"UPDATE 更新时会加锁，而对于更新前读取的数据要看具体的隔离级别"是完全正确的！加锁主要发生在 UPDATE 语句执行时，而事务读取的数据视乎 隔离级别 如何设置。希望这个解释更加清楚了！如果你有进一步的问题，随时告诉我！

好的，接下来我们根据 MySQL 中的四种事务隔离级别来分析 id=1 的 k 值在事务 B 提交后的变化。

情境概述

假设我们有以下的初始数据：

sql 复制代码

CREATE TABLE t (
    id INT PRIMARY KEY,
    k INT
);

INSERT INTO t (id, k) VALUES (1, 1), (3, 3);

事务 A 和事务 B 的操作

事务 A (T A)：
sql 复制代码
```
UPDATE t SET k = 3 WHERE id = 1;
COMMIT;
```
- 事务 A 在执行时更新了 id=1 的 k 值为 3，但 事务 A 未提交，并且在题目中提到事务 A 在提交前被阻塞。
事务 B (T B)：
sql 复制代码
```
SELECT * FROM t WHERE id = 1;
UPDATE t SET k = k + 1 WHERE id = 1;
COMMIT;
```
- 事务 B 在事务 A 执行 UPDATE 后，执行了 SELECT 查询，接着对 id=1 的记录执行 UPDATE，将 k 增加 1。
由于事务 A 被阻塞，事务 B 执行时 事务 A 还没有提交 。事务 B 执行时将读取到 事务 A 修改前的数据，根据不同的事务隔离级别，事务 B 会看到不同的数据值。

事务隔离级别的影响

1. READ UNCOMMITTED（读未提交）

SELECT 查询 ：事务 B 可以看到其他事务的未提交数据，也就是脏读。因此，事务 B 会看到事务 A 已经修改但还未提交的 k=3。
UPDATE 执行 ：事务 B 在看到 k=3 后，会执行 UPDATE t SET k = k + 1 WHERE id = 1;，将 k 从 3 更新为 4。

结果：k=4（事务 B 执行完 UPDATE 后提交，最终值为 4）

2. READ COMMITTED（读已提交）

SELECT 查询 ：事务 B 在执行 SELECT 时，只能看到事务 A 已提交的数据 。由于事务 A 还没有提交，事务 B 会看到 k=1（即事务 A 修改前的数据）。
UPDATE 执行 ：事务 B 执行 UPDATE t SET k = k + 1 WHERE id = 1;，将 k 从 1 更新为 2。
事务 A 提交后 ：事务 A 提交时，k 被更新为 3，但事务 B 在自己的提交后，k 不会变成 3，因为事务 B 在查询时只读取到事务 A 提交前的值。

结果：k=3（事务 B 提交后，事务 A 提交时，k 被更新为 3）

3. REPEATABLE READ（可重复读）

SELECT 查询 ：事务 B 会看到事务 A 开始时的 数据快照 ，即 k=1 ，即使事务 A 已经将 k 修改为 3。事务 B 在其生命周期内会一直读取到 k=1。
UPDATE 执行 ：事务 B 执行 UPDATE t SET k = k + 1 WHERE id = 1;，将 k 从 1 更新为 2。
事务 A 提交后 ：由于事务 A 提交时 k 被更新为 3，但事务 B 依然以自己的快照为准，所以事务 B 不会受到事务 A 提交后的更新影响。

结果：k=3（事务 B 提交后，k 的最终值会是 3，因为事务 A 提交时的 k=3 覆盖了事务 B 的 UPDATE）

4. SERIALIZABLE（串行化）

SELECT 查询 ：事务 B 执行 SELECT 时，会读取到事务 A 开始时的 数据快照 （即 k=1）。
UPDATE 执行 ：事务 B 执行 UPDATE，同样会基于 k=1 执行，将 k 更新为 2。
事务 A 提交后 ：事务 A 提交后，k 更新为 3，但是因为 串行化 隔离级别会强制事务串行化执行，事务 B 必须等到事务 A 提交后才能执行其查询操作和更新操作，因此事务 B 在提交前必须等待事务 A 提交。

结果：k=3（事务 B 提交后，最终值为 3，并且事务 A 提交时修改的值会生效）

总结

隔离级别	事务B提交后的 `k` 值
READ UNCOMMITTED	`k = 4`
READ COMMITTED	`k = 3`
REPEATABLE READ	`k = 3`
SERIALIZABLE	`k = 3`

解释：

READ UNCOMMITTED ：由于允许脏读，事务 B 读取到事务 A 未提交的修改，最终 k = 4。
READ COMMITTED ：事务 B 只读取事务 A 提交的数据，由于事务 A 未提交，它读取到的是 k=1，然后修改为 k=2。但事务 A 提交后，k 被更新为 3。
REPEATABLE READ ：事务 B 读取的是事务开始时的快照数据，即 k=1，修改后 k=2。事务 A 提交后，k 变为 3。
SERIALIZABLE ：事务 B 在事务 A 提交后才开始执行，最终 k 变为 3。

希望这个分析清楚地帮助你理解了在不同事务隔离级别下，事务 B 提交后的 k 值如何变化。如果有其他问题，欢迎继续提问！