前言
在和数据库打交道，事务总是绕不开的。简单说，事务就是要保证一组数据库操作要么全部成功，要么全部失败。 在 MySQL 中，事务支持是在引擎层实现的。MySQL 是一个支持多引擎的系统，但并不是所有的引擎都支持事务。比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，这也是 MyISAM 被 InnoDB 取代的重要原因之一。
隔离性与隔离级别
事务具有四大特性，也就是常说的ACID（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即原子性、一致性、隔离性、持久性），这里打算说说隔离性。
当数据库上有多个事务同时执行的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题，为了解决这些问题，就有了“隔离级别”的概念。
隔离级别越高，效率就会越低。 SQL的事务隔离级别包括：读未提交（read uncommitted）、读提交（read committed）、可重复读（repeatable read）和串行化（serializable ）。
- 读未提交，一个事务还没提交时，它做出的变更就能被其他事务看到
- 读提交，一个事务提交之后，它做出的变更才能被其他事务看到
- 可重复读，一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。在这个级别下，未提交的变更对其他事务也是不可见的。
- 串行化，对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。
下面对这几种隔离级别进行简单解释。假设数据表T中只有一列，其中一行的值为1，下面是按照时间顺序执行的两个事务的行为。
在不同的隔离级别下，图中V1、V2、V3会得到不同的值
- 若隔离级别是“读未提交”， 则 V1 的值就是 2。这时候事务 B 虽然还没有提交，但是结果已经被 A 看到了。因此，V2、V3 也都是 2。
- 若隔离级别是“读提交”，则 V1 是 1，V2 的值是 2。事务 B 的更新在提交后才能被 A 看到。所以， V3 的值也是 2。
- 若隔离级别是“可重复读”，则 V1、V2 是 1，V3 是 2。之所以 V2 还是 1，遵循的就是这个要求：事务在执行期间看到的数据前后必须是一致的。
- 若隔离级别是“串行化”，则在事务 B 执行“将 1 改成 2”的时候，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， V1、V2 值是 1，V3 的值是 2。
在实际实现上，数据库会创建一个视图，访问得到的就是视图的逻辑结果。在“可重复读”这个隔离级别下，视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都是用这个视图；在“读提交”，视图是在每个SQL语句开始执行之后创建的；在“读未提交”这个隔离级别下，没有视图的概念，直接返回记录的最新值；在“串行化”隔离级别下，则是直接使用加锁的方式来避免并行访问
事务隔离的实现
在 MySQL 中，实际上每条记录在更新的时候都会同时记录一条回滚操作。记录上的最新值，通过回滚操作，都可以得到前一个状态的值。假设一个值从 1 被按顺序改成了 2、3、4，在 回滚日志（undo log） 里面就会有类似下面的记录。
当前值为4，但是不同时刻启动的事务会有不同的read-view。在视图 A、B、C 里面，这一个记录的值分别是 1、2、4，同一条记录在系统中可以存在多个版本，就是数据库的多版本并发控制（MVCC）。即使现在有另外一个事务正在将 4 改成 5，这个事务跟 read-view A、B、C 对应的事务是不会冲突的。
但是回滚日志（undo log）不可能一直保留，系统会进行判断，在不需要的时候将回滚日志删除，当系统中没有比这个回滚日志更早的read view时，意味着这个回滚日志可以被删除了。（也就是没有事务使用比当前回滚日志更早的回滚日志了）
因此，就衍生出一个问题，尽量不要使用长事务。 长事务意味着系统里会存在很多老的事务视图，由于这些事务随时可能访问数据库里面的任何数据，所以这个事务提交之前，数据库里面它可能用到的回滚记录都必须保留，这就会导致大量占用存储空间。
事务的启动方式
MySQL的事务启动方式有如下几种：
- 显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit，回滚语句是 rollback。
- set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句，或者断开连接。
有些客户端连接框架会默认连接成功后先执行一个 set autocommit=0 的命令。这就导致接下来的查询都在事务中，如果是长连接，就导致了意外的长事务。所以建议使用set autocommit=1，并用显式语句来启动事务。
也可以使用commit work and chain的语法，在 autocommit 为 1 的情况下，用 begin 显式启动的事务，如果执行 commit 则提交事务。如果执行 commit work and chain，则是提交事务并自动启动下一个事务。
事务是隔离还是不隔离的？
在阅读这部分之前，需要对行锁有相应的了解→小土地庙
前面说过，在可重复读隔离级别下，事务T启动时会创建一个视图read-view。之后事务执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务T看到的数据仍然和刚启动时一样。但在锁的篇章中说过，一个事务要更新一行，如果另一个事务拥有这行的行锁，此时事务就会被锁住进入等待状态。那么此时就有出现一个问题： 等这个事务获取到行锁要更新数据时，它读到的值又是什么？
下面给出一张表和事务的执行顺序。
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`k` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);
| 事务A | 事务B | 事务C |
|---|---|---|
| start transaction with consistent snapshot; | ||
| start transaction with consistent snapshot; | ||
| update t set k=k+1 where id=1 | ||
| update t set k=k+1 where id=1;select k from t where id=1; | ||
| select k from t where id=1;commit; | ||
| commit; |
begin/start transaction 命令并不是一个事务的起点，在执行到它们之后的第一个操作 InnoDB 表的语句，事务才真正启动。如果你想要马上启动一个事务，可以使用 start transaction with consistent snapshot 这个命令。
第一种启动方式，一致性视图是在第执行第一个快照读语句时创建的； 第二种启动方式，一致性视图是在执行 start transaction with consistent snapshot 时创建的。
对于表中的事务C，语句本身就是一个事务，语句完成后就会自动提交。
这个事务组的执行结果为： **事务B查到的k值为3，事务A查到的k值为1。**产生这种结果，是因为MySQL中存在两种“视图”的概念：
- 一个是 view。它是一个用查询语句定义的虚拟表，在调用的时候执行查询语句并生成结果。创建视图的语法是 create view … ，而它的查询方法与表一样。
- 另一个是 InnoDB 在实现 MVCC 时用到的一致性读视图，即consistent read view，用于支持 RC（Read Committed，读提交）和 RR（Repeatable Read，可重复读）隔离级别的实现。
“快照”在MVCC中怎么工作的
在可重复读级别下，事务启动就“拍了个快照”，这个快照是基于整库的。下面来看这个快照是怎么实现的。
InnoDB 里面每个事务有一个唯一的事务 ID，叫作 transaction id。它是在事务开始的时候向 InnoDB 的事务系统申请的，是按申请顺序严格递增的。而每行数据也都是有多个版本的。每次事务更新数据的时候，都会生成一个新的数据版本，并且把 transaction id 赋值给这个数据版本的事务 ID，记为 row trx_id。同时，旧的数据版本要保留，并且在新的数据版本中，能够有信息可以直接拿到它。如图，就是数据被事务连续更新的状态。
图中虚线框里是同一行数据的 4 个版本，当前最新版本是 V4，k 的值是 22，它是被 transaction id 为 25 的事务更新的，因此它的 row trx_id 也是 25。图中的虚线箭头也就是前文提到的 回滚日志（undo log）。实际上，V1、V2、V3 并不是物理上真实存在的，而是每次需要的时候根据当前版本和 undo log 计算出来的。比如，需要 V2 的时候，就是通过 V4 依次执行 U3、U2 算出来。
按照可重复读的定义，一个事务启动的时候，能够看到所有已经提交的事务结果。但是之后，这个事务执行期间，其他事务的更新对它不可见。在实现上，InnoDB为每个事务构造了一个数组，用来保存这个事务启动瞬间，当前正在“活跃”的所有事务 ID。“活跃”指的就是，启动了但还没提交。 这个视图数组和高水位，就组成了当前事务的一致性视图（read-view）。而数据版本的可见性规则，就是基于数据的 row trx_id 和这个一致性视图的对比结果得到的。
这个视图数组把所有的 row trx_id 分成了几种不同的情况。
这样，对于事务启动瞬间来说，一个数据版本的row trx_id，有以下几种可能：
- 如果落在绿色部分，表示这个版本是已提交的事务或者是当前事务自己生成的，这个数据是可见的；
- 如果落在红色部分，表示这个版本是由将来启动的事务生成的，是肯定不可见的；
- 如果落在黄色部分，那就包括两种情况
- a. 若 row trx_id 在数组中，表示这个版本是由还没提交的事务生成的，不可见；
- b. 若 row trx_id 不在数组中，表示这个版本是已经提交了的事务生成的，可见。