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php mysql事務處理
事務
BEGIN;
COMMIT;
一段代碼， 修改當前表的兩個字段
先查找出來中，保存到變量裡面，然後相加放到第二個字段的value 裡面
代碼如下 復制代碼 BEGIN;
SELECT value into @short_destiption FROM `catalog_product_entity_text` WHERE entity_id = 388 and attribute_id = 62;
SELECT value into @destiption FROM `catalog_product_entity_text` WHERE entity_id = 388 and attribute_id = 61;
update catalog_product_entity_text set value = concat( @short_destiption,@destiption) where entity_id = 388 and attribute_id ='61';
COMMIT;
務操作，要保證的三個原則性：
原子性（Atomicity）：事務是一個原子操作單元，其對數據的修改，要麼全部執行，要麼全都不執行；
一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，數據都必須保持一致狀態；
隔離性（Isolation）：數據庫系統提供一定的隔離機制，保證事務在不受外部並發操作影響的“獨立”環境執行；
持久性（Durable）：事務完成之後，它對於數據的修改是永久性的，即使出現系統故障也能夠保持。
於是，我們假設兩個對象A和B
並發對象A 和B
初始狀態數據表查詢結果:
事務開始的順序 A->B
A：開始事務
此刻沒有提交進行commit
在此狀態下B開始了自己的MySQL事務處理：
顯然，在A沒有進行Commit行為的時候，B的事務中的動作無法完成，一直處於事務等待階段，前提是在沒有超出時限，B的動作無法提交。
此刻，如果A進行Commit:
此刻 B的動作中，由等待的
轉變到
說明A完成事務開始解鎖，B事務可以進行，但是此刻B事務沒有提交（Commit）
注意：在這裡我們進行兩個操作，就是兩個對象進行查詢
A的查詢：
依然存在ID為1的這項，原因是B的結果沒提交，但A依舊可以讀該項數據，但是數據為刪除前的數據。
但是，對照B的查詢：
可以知道，B對象結果已經在處理了，只是沒有提交解鎖。
分析可以知道，A讀的是B沒有提交前的結果集合，但B讀的是自己操作的結果集，當B完成提交的時候
此刻，A的結果集合
發現現在狀態下和B的集合一樣，A=B，這也是在理論值的范圍內的。
由此，可以發現其實MySQL鎖的簡單性，當然，也說明當數據庫進行鎖操作時候，只能是寫操作控制，對於讀數據，往往只能訪問到修改前的數據，這部分數據常常被稱為”dirty”或髒數據。在現實中，我們常常是有這樣的需求，當A進行寫操作時候，期望B不要讀數據，是對讀行為的控制。
1.1. 基礎知識和相關概念
1）全部的表類型都可以使用鎖，但是只有InnoDB和BDB才有內置的事務功能。
2）使用begin開始事務，使用commit結束事務，中間可以使用rollback回滾事務。
3）在默認情況下，InnoDB表支持一致讀。
SQL標准中定義了4個隔離級別：read uncommited，read commited，repeatable read，serializable。
read uncommited即髒讀，一個事務修改了一行，另一個事務也可以讀到該行。
如果第一個事務執行了回滾，那麼第二個事務讀取的就是從來沒有正式出現過的值。?
read commited即一致讀，試圖通過只讀取提交的值的方式來解決髒讀的問題，
但是這又引起了不可重復讀取的問題。
一個事務執行一個查詢，讀取了大量的數據行。在它結束讀取之前，另一個事務可能完成了對數據行的更改。當第一個事務試圖再次執行同一個查詢，服務器就會返回不同的結果。
repeatable read即可重復讀，在一個事務對數據行執行讀取或寫入操作時鎖定了這些數據行。
但是這種方式又引發了幻想讀的問題。
因為只能鎖定讀取或寫入的行，不能阻止另一個事務插入數據，後期執行同樣的查詢會產生更多的結果。
serializable模式中，事務被強制為依次執行。這是SQL標准建議的默認行為。
4）如果多個事務更新了同一行，就可以通過回滾其中一個事務來解除死鎖。
5）MySQL允許利用set transaction來設置隔離級別。
6）事務只用於insert和update語句來更新數據表，不能用於對表結構的更改。執行一條更改表結構或begin則會立即提交當前的事務。
7）所有表類型都支持表級鎖，但是MyISAM只支持表級鎖。
8）有兩種類型的表級鎖：讀鎖和寫鎖。
讀鎖是共享鎖，支持並發讀，寫操作被鎖。
寫鎖是獨占鎖，上鎖期間其他線程不能讀表或寫表。
8）如果要支持並發讀寫，建議采用InnoDB表，因為它是采用行級鎖，可以獲得更多的更新性能。
9）很多時候，可以通過經驗來評估什麼樣的鎖對應用程序更合適，不過通常很難說一個鎖比別的更好，這全都要依據應用程序來決定，不同的地方可能需要不同的鎖。當前MySQL已經支持 ISAM, MyISAM, MEMORY (HEAP) 類型表的表級鎖了，BDB 表支持頁級鎖，InnoDB 表支持行級鎖。
10）MySQL的表級鎖都是寫鎖優先，而且是采用排隊機制，這樣不會出現死鎖的情況。對於 InnoDB 和 BDB 存儲引擎來說，是可能產生死鎖的。這是因為 InnoDB 會自動捕獲行鎖，BDB 會在執行 SQL 語句時捕獲頁鎖的，而不是在事務的開始就這麼做。
1.2. 不同鎖的優缺點及選擇
行級鎖的優點及選擇：
1）在很多線程請求不同記錄時減少沖突鎖。
2）事務回滾時減少改變數據。
3）使長時間對單獨的一行記錄加鎖成為可能。
行級鎖的缺點：
1）比頁級鎖和表級鎖消耗更多的內存。
2）當在大量表中使用時，比頁級鎖和表級鎖更慢，因為他需要請求更多的所資源。
3）當需要頻繁對大部分數據做 GROUP BY 操作或者需要頻繁掃描整個表時，就明顯的比其它鎖更糟糕。
4）使用更高層的鎖的話，就能更方便的支持各種不同的類型應用程序，因為這種鎖的開銷比行級鎖小多了。
5）可以用應用程序級鎖來代替行級鎖，例如MySQL中的 GET_LOCK() 和 RELEASE_LOCK()。但它們是勸告鎖（原文：These are advisory locks），因此只能用於安全可信的應用程序中。
6）對於 InnoDB 和 BDB 表，MySQL只有在指定用 LOCK TABLES 鎖表時才使用表級鎖。在這兩種表中，建議最好不要使用 LOCK TABLES，因為 InnoDB 自動采用行級鎖，BDB 用頁級鎖來保證事務的隔離。
表鎖的優點及選擇：
1）很多操作都是讀表。
2）在嚴格條件的索引上讀取和更新，當更新或者刪除可以用單獨的索引來讀取得到時：UPDATE tbl_name SET column=value WHERE unique_key_col=key_value;DELETE FROM tbl_name WHERE unique_key_col=key_value;
3）SELECT 和 INSERT 語句並發的執行，但是只有很少的 UPDATE 和 DELETE 語句。
4）很多的掃描表和對全表的 GROUP BY 操作，但是沒有任何寫表。
表鎖的缺點：
1）一個客戶端提交了一個需要長時間運行的 SELECT 操作。
2）其他客戶端對同一個表提交了 UPDATE 操作，這個客戶端就要等到 SELECT 完成了才能開始執行。
3）其他客戶端也對同一個表提交了 SELECT 請求。由於 UPDATE的優先級高於 SELECT，所以 SELECT 就會先等到 UPDATE 完成了之後才開始執行，它也在等待第一個 SELECT操作。
1.3. 如何避免鎖的資源競爭
1）讓 SELECT 速度盡量快，這可能需要創建一些摘要表。
2）啟動 mysqld 時使用參數 --low-priority-updates。這就會讓更新操作的優先級低於 SELECT。
這種情況下，在上面的假設中，第二個 SELECT 就會在 INSERT 之前執行了，而且也無需等待第一個SELECT 了。
3）可以執行 SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1 命令，指定所有的更新操作都放到一個指定的鏈接中去完成。
4）用 LOW_PRIORITY 屬性來降低 INSERT，UPDATE，DELETE 的優先級。
5）用HIGH_PRIORITY 來提高 SELECT 語句的優先級。
6）從MySQL 3.23.7 開始，可以在啟動 mysqld 時指定系統變量 max_write_lock_count 為一個比較低的值，它能強制臨時地提高表的插入數達到一個特定值後的所有 SELECT 操作的優先級。它允許在 WRITE 鎖達到一定數量後有 READ 鎖。
7）當 INSERT 和 SELECT 一起使用出現問題時，可以轉而采用 MyISAM 表，它支持並發的SELECT 和 INSERT 操作。
8）當在同一個表上同時有插入和刪除操作時，INSERT DELAYED 可能會很有用。
9）當SELECT 和 DELETE 一起使用出現問題時，DELETE 的 LIMIT 參數可能會很有用。
10）執行SELECT 時使用 SQL_BUFFER_RESULT 有助於減短鎖表的持續時間。
11）可以修改源代碼 `mysys/thr_lock.c'，只用一個所隊列。這種情況下，寫鎖和讀鎖的優先級就一樣了，這對一些應用可能有幫助。
