經常提到數據庫的事務，那你知道數據庫還有事務隔離的說法嗎，事務隔離還有隔離級別，那什麼是事務隔離，隔離級別又是什麼呢？本文就幫大家梳理一下。
MySQL 事務
本文所說的 MySQL 事務都是指在 InnoDB 引擎下，MyISAM 引擎是不支持事務的。
數據庫事務指的是一組數據操作，事務內的操作要麼就是全部成功，要麼就是全部失敗，什麼都不做，其實不是沒做，是可能做了一部分但是隻要有一步失敗，就要回滾所有操作，有點一不做二不休的意思。
假設一個網購付款的操作，用戶付款後要涉及到訂單狀態更新、扣庫存以及其他一系列動作，這就是一個事務，如果一切正常那就相安無事，一旦中間有某個環節異常，那整個事務就要回滾，總不能更新了訂單狀態但是不扣庫存吧，這問題就大了。
事務具有原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔離性（Isolation）、持久性（Durability）四個特性，簡稱 ACID，缺一不可。今天要說的就是隔離性。
概念說明
以下幾個概念是事務隔離級別要實際解決的問題，所以需要搞清楚都是什麼意思。
髒讀
髒讀指的是讀到了其他事務未提交的數據，未提交意味着這些數據可能會回滾，也就是可能最終不會存到數據庫中，也就是不存在的數據。讀到了並一定最終存在的數據，這就是髒讀。
可重複讀
可重複讀指的是在一個事務內，最開始讀到的數據和事務結束前的任意時刻讀到的同一批數據都是一致的。通常針對數據更新（UPDATE）操作。
不可重複讀
對比可重複讀，不可重複讀指的是在同一事務內，不同的時刻讀到的同一批數據可能是不一樣的，可能會受到其他事務的影響，比如其他事務改了這批數據並提交了。通常針對數據更新（UPDATE）操作。
幻讀
幻讀是針對數據插入（INSERT）操作來說的。假設事務A對某些行的內容作了更改，但是還未提交，此時事務B插入了與事務A更改前的記錄相同的記錄行，並且在事務A提交之前先提交了，而這時，在事務A中查詢，會發現好像剛剛的更改對於某些數據未起作用，但其實是事務B剛插入進來的，讓用戶感覺很魔幻，感覺出現了幻覺，這就叫幻讀。
事務隔離級別
SQL 標準定義了四種隔離級別，MySQL 全都支持。這四種隔離級別分別是：
讀未提交（READ UNCOMMITTED）
讀提交 （READ COMMITTED）
可重複讀 （REPEATABLE READ）
串行化 （SERIALIZABLE）
從上往下，隔離強度逐漸增強，性能逐漸變差。採用哪種隔離級別要根據系統需求權衡決定，其中，可重複讀是 MySQL 的默認級別。
事務隔離其實就是爲了解決上面提到的髒讀、不可重複讀、幻讀這幾個問題，下面展示了 4 種隔離級別對這三個問題的解決程度。
只有串行化的隔離級別解決了全部這 3 個問題，其他的 3 個隔離級別都有缺陷。
一探究竟
下面，我們來一一分析這 4 種隔離級別到底是怎麼個意思。
如何設置隔離級別
我們可以通過以下語句查看當前數據庫的隔離級別，通過下面語句可以看出我使用的 MySQL 的隔離級別是 REPEATABLE-READ，也就是可重複讀，這也是 MySQL 的默認級別。
# 查看事務隔離級別 5.7.20 之後
show variables like 'transaction_isolation';
SELECT @@transaction_isolation
# 5.7.20 之後
SELECT @@tx_isolation
show variables like 'tx_isolation'
+---------------+-----------------+
| Variable_name | Value |
+---------------+-----------------+
| tx_isolation | REPEATABLE-READ |
+---------------+-----------------+
稍後，我們要修改數據庫的隔離級別，所以先了解一下具體的修改方式。
修改隔離級別的語句是：
set [作用域] transaction isolation level [事務隔離級別]，
SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL
{READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE}。
其中作用於可以是 SESSION 或者 GLOBAL，GLOBAL 是全局的，而 SESSION 只針對當前回話窗口。隔離級別是 {READ UNCOMMITTED | READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SERIALIZABLE} 這四種，不區分大小寫。
比如下面這個語句的意思是設置全局隔離級別爲讀提交級別。
mysql> set global transaction isolation level read committed;
MySQL 中執行事務
事務的執行過程如下，以 begin 或者 start transaction 開始，然後執行一系列操作，最後要執行 commit 操作，事務纔算結束。當然，如果進行回滾操作(rollback)，事務也會結束。
需要注意的是，begin 命令並不代表事務的開始，事務開始於 begin 命令之後的第一條語句執行的時候。例如下面示例中，select * from xxx 纔是事務的開始，
begin;
select * from xxx;
commit; -- 或者 rollback;
另外，通過以下語句可以查詢當前有多少事務正在運行。
select * from information_schema.innodb_trx;
好了，重點來了，開始分析這幾個隔離級別了。
接下來我會用一張表來做一下驗證，表結構簡單如下：
CREATE TABLE `user` (
`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` varchar(30) DEFAULT NULL,
`age` tinyint(4) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=2 DEFAULT CHARSET=utf8
初始只有一條記錄：
mysql> SELECT * FROM user;
+----+-----------------+------+
| id | name | age |
+----+-----------------+------+
| 1 | 古時的風箏 | 1 |
+----+-----------------+------+
讀未提交
MySQL 事務隔離其實是依靠鎖來實現的，加鎖自然會帶來性能的損失。而讀未提交隔離級別是不加鎖的，所以它的性能是最好的，沒有加鎖、解鎖帶來的性能開銷。但有利就有弊，這基本上就相當於裸奔啊，所以它連髒讀的問題都沒辦法解決。
任何事務對數據的修改都會第一時間暴露給其他事務，即使事務還沒有提交。
下面來做個簡單實驗驗證一下，首先設置全局隔離級別爲讀未提交。
set global transaction isolation level read uncommitted;
設置完成後，只對之後新起的 session 才起作用，對已經啓動 session 無效。如果用 shell 客戶端那就要重新連接 MySQL，如果用 Navicat 那就要創建新的查詢窗口。
啓動兩個事務，分別爲事務A和事務B，在事務A中使用 update 語句，修改 age 的值爲10，初始是1 ，在執行完 update 語句之後，在事務B中查詢 user 表，會看到 age 的值已經是 10 了，這時候事務A還沒有提交，而此時事務B有可能拿着已經修改過的 age=10 去進行其他操作了。在事務B進行操作的過程中，很有可能事務A由於某些原因，進行了事務回滾操作，那其實事務B得到的就是髒數據了，拿着髒數據去進行其他的計算，那結果肯定也是有問題的。
順着時間軸往表示兩事務中操作的執行順序，重點看圖中 age 字段的值。
讀未提交，其實就是可以讀到其他事務未提交的數據，但沒有辦法保證你讀到的數據最終一定是提交後的數據，如果中間發生回滾，那就會出現髒數據問題，讀未提交沒辦法解決髒數據問題。更別提可重複讀和幻讀了，想都不要想。
讀已提交
既然讀未提交沒辦法解決髒數據問題，那麼就有了讀提交。讀提交就是一個事務只能讀到其他事務已經提交過的數據，也就是其他事務調用 commit 命令之後的數據。那髒數據問題迎刃而解了。
讀提交事務隔離級別是大多數流行數據庫的默認事務隔離界別，比如 Oracle，但是不是 MySQL 的默認隔離界別。
我們繼續來做一下驗證，首先把事務隔離級別改爲讀提交級別。
set global transaction isolation level read committed;
之後需要重新打開新的 session 窗口，也就是新的 shell 窗口才可以。
同樣開啓事務A和事務B兩個事務，在事務A中使用 update 語句將 id=1 的記錄行 age 字段改爲 10。此時，在事務B中使用 select 語句進行查詢，我們發現在事務A提交之前，事務B中查詢到的記錄 age 一直是1，直到事務A提交，此時在事務B中 select 查詢，發現 age 的值已經是 10 了。
這就出現了一個問題，在同一事務中(本例中的事務B)，事務的不同時刻同樣的查詢條件，查詢出來的記錄內容是不一樣的，事務A的提交影響了事務B的查詢結果，這就是不可重複讀，也就是讀提交隔離級別。
每個 select 語句都有自己的一份快照，而不是一個事務一份，所以在不同的時刻，查詢出來的數據可能是不一致的。
讀提交解決了髒讀的問題，但是無法做到可重複讀，也沒辦法解決幻讀。
可重複讀
可重複是對比不可重複而言的，上面說不可重複讀是指同一事物不同時刻讀到的數據值可能不一致。而可重複讀是指，事務不會讀到其他事務對已有數據的修改，及時其他事務已提交，也就是說，事務開始時讀到的已有數據是什麼，在事務提交前的任意時刻，這些數據的值都是一樣的。但是，對於其他事務新插入的數據是可以讀到的，這也就引發了幻讀問題。
同樣的，需改全局隔離級別爲可重複讀級別。
set global transaction isolation level repeatable read;
在這個隔離級別下，啓動兩個事務，兩個事務同時開啓。
首先看一下可重複讀的效果，事務A啓動後修改了數據，並且在事務B之前提交，事務B在事務開始和事務A提交之後兩個時間節點都讀取的數據相同，已經可以看出可重複讀的效果。
可重複讀做到了，這只是針對已有行的更改操作有效，但是對於新插入的行記錄，就沒這麼幸運了，幻讀就這麼產生了。我們看一下這個過程：
事務A開始後，執行 update 操作，將 age = 1 的記錄的 name 改爲“風箏2號”；
事務B開始後，在事務執行完 update 後，執行 insert 操作，插入記錄 age =1，name = 古時的風箏，這和事務A修改的那條記錄值相同，然後提交。
事務B提交後，事務A中執行 select，查詢 age=1 的數據，這時，會發現多了一行，並且發現還有一條 name = 古時的風箏，age = 1 的記錄，這其實就是事務B剛剛插入的，這就是幻讀。
要說明的是，當你在 MySQL 中測試幻讀的時候，並不會出現上圖的結果，幻讀並沒有發生，MySQL 的可重複讀隔離級別其實解決了幻讀問題，這會在後面的內容說明
串行化
串行化是4種事務隔離級別中隔離效果最好的，解決了髒讀、可重複讀、幻讀的問題，但是效果最差，它將事務的執行變爲順序執行，與其他三個隔離級別相比，它就相當於單線程，後一個事務的執行必須等待前一個事務結束。
MySQL 中是如何實現事務隔離的
首先說讀未提交，它是性能最好，也可以說它是最野蠻的方式，因爲它壓根兒就不加鎖，所以根本談不上什麼隔離效果，可以理解爲沒有隔離。
再來說串行化。讀的時候加共享鎖，也就是其他事務可以併發讀，但是不能寫。寫的時候加排它鎖，其他事務不能併發寫也不能併發讀。
最後說讀提交和可重複讀。這兩種隔離級別是比較複雜的，既要允許一定的併發，又想要兼顧的解決問題。
實現可重複讀
爲了解決不可重複讀，或者爲了實現可重複讀，MySQL 採用了 MVCC (多版本併發控制) 的方式。
我們在數據庫表中看到的一行記錄可能實際上有多個版本，每個版本的記錄除了有數據本身外，還要有一個表示版本的字段，記爲 row trx_id，而這個字段就是使其產生的事務的 id，事務 ID 記爲 transaction id，它在事務開始的時候向事務系統申請，按時間先後順序遞增。
按照上面這張圖理解，一行記錄現在有 3 個版本，每一個版本都記錄這使其產生的事務 ID，比如事務A的transaction id 是100，那麼版本1的row trx_id 就是 100，同理版本2和版本3。
在上面介紹讀提交和可重複讀的時候都提到了一個詞，叫做快照，學名叫做一致性視圖，這也是可重複讀和不可重複讀的關鍵，可重複讀是在事務開始的時候生成一個當前事務全局性的快照，而讀提交則是每次執行語句的時候都重新生成一次快照。
對於一個快照來說，它能夠讀到那些版本數據，要遵循以下規則：
1、當前事務內的更新，可以讀到；
2、版本未提交，不能讀到；
3、版本已提交，但是卻在快照創建後提交的，不能讀到；
4、版本已提交，且是在快照創建前提交的，可以讀到；
利用上面的規則，再返回去套用到讀提交和可重複讀的那兩張圖上就很清晰了。還是要強調，兩者主要的區別就是在快照的創建上，可重複讀僅在事務開始是創建一次，而讀提交每次執行語句的時候都要重新創建一次。
併發寫問題
存在這的情況，兩個事務，對同一條數據做修改。最後結果應該是哪個事務的結果呢，肯定要是時間靠後的那個對不對。並且更新之前要先讀數據，這裏所說的讀和上面說到的讀不一樣，更新之前的讀叫做“當前讀”，總是當前版本的數據，也就是多版本中最新一次提交的那版。
假設事務A執行 update 操作， update 的時候要對所修改的行加行鎖，這個行鎖會在提交之後才釋放。而在事務A提交之前，事務B也想 update 這行數據，於是申請行鎖，但是由於已經被事務A佔有，事務B是申請不到的，此時，事務B就會一直處於等待狀態，直到事務A提交，事務B才能繼續執行，如果事務A的時間太長，那麼事務B很有可能出現超時異常。如下圖所示。
加鎖的過程要分有索引和無索引兩種情況，比如下面這條語句
update user set age=11 where id = 1
id 是這張表的主鍵，是有索引的情況，那麼 MySQL 直接就在索引數中找到了這行數據，然後乾淨利落的加上行鎖就可以了。
而下面這條語句
update user set age=11 where age=10
表中並沒有爲 age 字段設置索引，所以， MySQL 無法直接定位到這行數據。那怎麼辦呢，當然也不是加表鎖了。MySQL 會爲這張表中所有行加行鎖，沒錯，是所有行。但是呢，在加上行鎖後，MySQL 會進行一遍過濾，發現不滿足的行就釋放鎖，最終只留下符合條件的行。雖然最終只爲符合條件的行加了鎖，但是這一鎖一釋放的過程對性能也是影響極大的。所以，如果是大表的話，建議合理設計索引，如果真的出現這種情況，那很難保證併發度。
解決幻讀
上面介紹可重複讀的時候，那張圖裏標示着出現幻讀的地方實際上在 MySQL 中並不會出現，MySQL 已經在可重複讀隔離級別下解決了幻讀的問題。
前面剛說了併發寫問題的解決方式就是行鎖，而解決幻讀用的也是鎖，叫做間隙鎖，MySQL 把行鎖和間隙鎖合併在一起，解決了併發寫和幻讀的問題，這個鎖叫做 Next-Key鎖。
假設現在表中有兩條記錄，並且 age 字段已經添加了索引，兩條記錄 age 的值分別爲 10 和 30。
此時，在數據庫中會爲索引維護一套B+樹，用來快速定位行記錄。B+索引樹是有序的，所以會把這張表的索引分割成幾個區間。
如圖所示，分成了3 個區間，(負無窮,10]、(10,30]、(30,正無窮]，在這3個區間是可以加間隙鎖的。
之後，我用下面的兩個事務演示一下加鎖過程。
在事務A提交之前，事務B的插入操作只能等待，這就是間隙鎖起得作用。當事務A執行update user set name='風箏2號’ where age = 10; 的時候，由於條件 where age = 10 ，數據庫不僅在 age =10 的行上添加了行鎖，而且在這條記錄的兩邊，也就是(負無窮,10]、(10,30]這兩個區間加了間隙鎖，從而導致事務B插入操作無法完成，只能等待事務A提交。不僅插入 age = 10 的記錄需要等待事務A提交，age<10、10<age<30 的記錄頁無法完成，而大於等於30的記錄則不受影響，這足以解決幻讀問題了。
這是有索引的情況，如果 age 不是索引列，那麼數據庫會爲整個表加上間隙鎖。所以，如果是沒有索引的話，不管 age 是否大於等於30，都要等待事務A提交纔可以成功插入。
總結
MySQL 的 InnoDB 引擎才支持事務，其中可重複讀是默認的隔離級別。
讀未提交和串行化基本上是不需要考慮的隔離級別，前者不加鎖限制，後者相當於單線程執行，效率太差。
讀提交解決了髒讀問題，行鎖解決了併發更新的問題。並且 MySQL 在可重複讀級別解決了幻讀問題，是通過行鎖和間隙鎖的組合 Next-Key 鎖實現的。