前言

在 MySQL 中，事务（Transaction）是一组可以作为单一工作单元执行的 SQL 操作。事务提供了确保数据一致性的重要机制，可以保证多个 SQL 语句要么全部成功执行，要么在出错时不执行任何操作（即 “全部执行或全部回滚” 的原则）。事务通常用于执行需要高一致性的数据操作场景，例如银行转账等涉及多表更新的操作。

事务的四大特性（ACID原则）

原子性（Atomicity）：

事务中的所有操作必须全部完成或完全不执行。即使系统发生故障，事务也必须保证要么完全执行，要么完全回滚，不会出现部分执行的情况。

一致性（Consistency）:

事务执行前后，数据库必须保持一致的状态。如果事务成功执行，它必须将数据库从一个一致状态转换为另一个一致状态。如果出现错误，事务应回滚到最初的状态，保持数据库一致性。

隔离性：

多个事务可以并发执行，但每个事务的操作和数据的变更应该对其他事务是隔离的，即一个事务在执行过程中不可见其他事务的中间状态。事务隔离有不同的级别（例如：READ UNCOMMITTED，READ COMMITTED，REPEATABLE READ，SERIALIZABLE）。

持久性：

一旦事务提交，系统就应该确保所有变更都永久存储，即使系统崩溃，数据也不会丢失。数据库通过写日志（如 MySQL 的 binlog）来实现这一特性。

并行事务会引发什么问题？

MySQL 服务端是允许多个客户端连接的，这意味着 MySQL 会出现同时处理多个事务的情况。
那么在同时处理多个事务的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题。

脏读

如果一个事务「读到」了另一个「未提交事务修改过的数据」，就意味着发生了「脏读」现象。

假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理，事务 A 先开始从数据库中读取银行的余额数据，然后再执行更新操作，如果此时事务 A 还没有提交事务，而此时正好事务 B 也从数据库中读取银行的余额数据，那么事务 B 读取到的余额数据是刚才事务 A 更新后的数据，即使没有提交事务。

因为事务 A 是还没提交事务的，也就是它随时可能发生回滚操作，如果在上面这种情况事务 A 发生了回滚，那么事务 B 刚才得到的数据就是过期的数据，这种现象就被称为脏读。

不可重复读

在一个事务内多次读取同一个数据，如果出现前后两次读到的数据不一样的情况，就意味着发生了「不可重复读」现象。

假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理，事务 A 先开始从数据库中读取银行的余额数据，然后继续执行代码逻辑处理，在这过程中如果事务 B 更新了这条数据，并提交了事务，那么当事务 A 再次读取该数据时，就会发现前后两次读到的数据是不一致的，这种现象就被称为不可重复读。

幻读

在一个事务内多次查询某个符合查询条件的「记录数量」，如果出现前后两次查询到的记录数量不一样的情况，就意味着发生了「幻读」现象。

假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理，事务 A 先开始从数据库查询账户余额大于 100 万的记录，发现共有 5 条，然后事务 B 也按相同的搜索条件也是查询出了 5 条记录。

接下来，事务 A 插入了一条余额超过 100 万的账号，并提交了事务，此时数据库超过 100 万余额的账号个数就变为 6。

然后事务 B 再次查询账户余额大于 100 万的记录，此时查询到的记录数量有 6 条，发现和前一次读到的记录数量不一样了，就感觉发生了幻觉一样，这种现象就被称为幻读。

事务的基本操作

在 MySQL 中，使用以下命令来控制事务：

启动事务
1
2
3
START TRANSACTION;
##或者
BEGIN;
命令用来显式启动一个事务。
提交事务
1
commit;
当所有操作都成功时，使用 COMMIT 命令提交事务，这样所做的更改将永久保存到数据库中。
回滚事务
1
rollback;
如果某些操作失败或错误，使用rollback命令将所有命令撤销，回到事务开始时的状态。
设置保存点
1
SAVEPOINT savepoint_name;
允许在事务中创建多个保存点。如果后续操作失败，可以回滚到指定的保存点而不回滚整个事务。
回滚到保存点
1
ROLLBACK TO savepoint_name;
将事务回滚到特定的保存点，而不是完全回滚。
设置自动提交
1
SET autocommit = 0;
MySQL 默认是自动提交模式，每个 SQL 语句都是一个单独的事务。你可以通过以下命令禁用自动提交：

事务的隔离级别有哪些？

当多个事务并发执行时可能会遇到「脏读、不可重复读、幻读」的现象，这些现象会对事务的一致性产生不同程序的影响。

脏读：读到其他事务未提交的数据；
不可重复读：前后读取的数据不一致；
幻读：前后读取的记录数量不一致。
这三个现象的严重性排序如下：

SQL 标准提出了四种隔离级别来规避这些现象，隔离级别约高，性能效率就越低，这四个隔离级别如下：
读未提交（read uncommitted），指一个事务还没提交时，它做的变更就能被其他事务看到；
读提交（read committed），指一个事务提交之后，它做的变更才能被其他事务看到；
可重复读（repeatable read），指一个事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别；
串行化（serializable ）；会对记录加上读写锁，在多个事务对这条记录进行读写操作时，如果发生了读写冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行；

按隔离水平高低排序如下：

针对不同的隔离级别，并发事务时可能发生的现象也会不同。

在「读未提交」隔离级别下，可能发生脏读、不可重复读和幻读现象；
在「读提交」隔离级别下，可能发生不可重复读和幻读现象，但是不可能发生脏读现象；
在「可重复读」隔离级别下，可能发生幻读现象，但是不可能脏读和不可重复读现象；
在「串行化」隔离级别下，脏读、不可重复读和幻读现象都不可能会发生。

所以，要解决脏读现象，就要升级到「读提交」以上的隔离级别；要解决不可重复读现象，就要升级到「可重复读」的隔离级别。

不过，要解决幻读现象不建议将隔离级别升级到「串行化」，因为这样会导致数据库在并发事务时性能很差。InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」，但是它通过next-key lock 锁（行锁和间隙锁的组合）来锁住记录之间的“间隙”和记录本身，防止其他事务在这个记录之间插入新的记录，这样就避免了幻读现象。

接下里，举个具体的例子来说明这四种隔离级别，有一张账户余额表，里面有一条记录：

然后有两个并发的事务，事务 A 只负责查询余额，事务 B 则会将我的余额改成 200 万，下面是按照时间顺序执行两个事务的行为：

在不同隔离级别下，事务 A 执行过程中查询到的余额可能会不同：

在「读未提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，虽然没有提交事务，但是此时的余额已经可以被事务 A 看见了，于是事务 A 中余额 V1 查询的值是 200 万，余额 V2、V3 自然也是 200 万了；
在「读提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，因为没有提交事务，所以事务 A 中余额 V1 的值还是 100 万，等事务 B 提交完后，最新的余额数据才能被事务 A 看见，因此额 V2、V3 都是 200 万；
在「可重复读」隔离级别下，事务 A 只能看见启动事务时的数据，所以余额 V1、余额 V2 的值都是 100 万，当事务 A 提交事务后，就能看见最新的余额数据了，所以余额 V3 的值是 200 万；
在「串行化」隔离级别下，事务 B 在执行将余额 100 万修改为 200 万时，由于此前事务 A 执行了读操作，这样就发生了读写冲突，于是就会被锁住，直到事务 A 提交后，事务 B 才可以继续执行，所以从 A 的角度看，余额 V1、V2 的值是 100 万，余额 V3 的值是 200万。

这四种隔离级别具体是如何实现的呢？

对于「读未提交」隔离级别的事务来说，因为可以读到未提交事务修改的数据，所以直接读取最新的数据就好了；
对于「串行化」隔离级别的事务来说，通过加读写锁的方式来避免并行访问；
对于「读提交」和「可重复读」隔离级别的事务来说，它们是通过 **Read View **来实现的，它们的区别在于创建 Read View 的时机不同，大家可以把 Read View 理解成一个数据快照，就像相机拍照那样，定格某一时刻的风景。「读提交」隔离级别是在每个读取数据前都生成一个 Read View，而「可重复读」隔离级别是启动事务时生成一个 Read View，然后整个事务期间都在用这个 Read View。