事务隔离级别是怎么实现的？
事务有哪些特性？
事务是由 MySQL 的引擎来实现的，我们常见的 InnoDB 引擎它是支持事务的。
不过并不是所有的引擎都能支持事务，比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，也正是这样，所以大多数 MySQL 的引擎都是用 InnoDB。
事务看起来感觉简单，但是要实现事务必须要遵守 4 个特性，分别如下：
- 原子性（Atomicity）：一个事务中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不会结束在中间某个环节，而且事务在执行过程中发生错误，会被回滚到事务开始前的状态。
- 一致性（Consistency）：是指事务操作前和操作后，数据满足完整性约束，数据库保持一致性状态。
- 隔离性（Isolation）：数据库允许多个并发事务同时对其数据进行读写和修改的能力，隔离性可以防止多个事务并发执行时由于交叉执行而导致数据的不一致。
- 持久性（Durability）：事务处理结束后，对数据的修改就是永久的，即便系统故障也不会丢失。
InnoDB 引擎通过什么技术来保证事务的这四个特性的呢？
- 持久性是通过 redo log（重做日志）来保证的；
- 原子性是通过 undo log（回滚日志）来保证的；
- 隔离性是通过 MVCC（多版本并发控制）或锁机制来保证的；
- 一致性则是通过持久性 + 原子性 + 隔离性来保证；
🌈 这里要额外补充一点：只有保证了事务的持久性、原子性、隔离性之后，一致性才能得到保障。也就是说 A、I、D 是手段，C 是目的！ 想必大家也和我一样，被 ACID 这个概念被误导了很久! 我也是看周志明老师的公开课《周志明的软件架构课》才搞清楚的（多看好书！！！）。
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，就可能出现脏写（dirty write）、脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题。
脏写
意思是说有两个事务，事务 A 和事务 B 同时在更新一条数据，事务 A 先把它更新为 A 值，事务 B 紧接着就把它更新为 B 值。（对于mysql数据库直接默认会解决掉，因为写锁是必须的，sql标准不允许不加写锁）。
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。
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。
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。
这几种现象的严重性排序如下（脏写默认被SQL克服了）：
事务的隔离级别有哪些？
SQL 标准提出了四种隔离级别来规避这些现象，隔离级别越高，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：
- 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，但是不可能发生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，要解决幻读现象不建议将隔离级别升级到「串行化」。
不同的数据库厂商对 SQL 标准中规定的 4 种隔离级别的支持不一样，有的数据库只实现了其中几种隔离级别，我们讨论的 MySQL 虽然支持 4 种隔离级别，但是与 SQL 标准中规定的各级隔离级别允许发生的现象却有些出入。
MySQL 在「可重复读」隔离级别下，可以很大程度上避免幻读现象的发生（注意是很大程度避免，并不是彻底避免），所以 MySQL 并不会使用「串行化」隔离级别来避免幻读现象的发生，因为使用「串行化」隔离级别会影响性能，解决的方案有两种：
- 针对快照读（普通 select 语句），是通过 MVCC 方式解决了幻读，因为可重复读隔离级别下，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，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。
- 针对当前读（select ... for update 等语句），是通过 next-key lock（记录锁 + 间隙锁）方式解决了幻读，因为当执行 select ... for update 语句的时候，会加上 next-key lock，如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录，那么这个插入语句就会被阻塞，无法成功插入，所以就很好了避免幻读问题。
接下来，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，里面有一条账户余额为 100 万的记录。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「每个语句执行前」都会重新生成一个 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。
注意，执行「开始事务」命令，并不意味着启动了事务。在 MySQL 有两种开启事务的命令，分别是：
- 第一种：begin/start transaction 命令；
- 第二种：start transaction with consistent snapshot 命令；
这两种开启事务的命令，事务的启动时机是不同的：
- 执行了 begin/start transaction 命令后，并不代表事务启动了。只有在执行这个命令后，执行了增删查改操作的 SQL 语句，才是事务真正启动的时机；
- 执行了 start transaction with consistent snapshot 命令，就会马上启动事务。
Read View 在 MVCC 里如何工作的？
我们需要了解两个知识：
- Read View 中四个字段作用；
- 聚簇索引记录中两个跟事务有关的隐藏列；
那 Read View 到底是个什么东西？
Read View 有四个重要的字段：
m_ids：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中「活跃事务」的事务 id 列表，注意是一个列表，“活跃事务”指的就是，启动了但还没提交的事务。
min_trx_id：指的是在创建 Read View 时，当前数据库中「活跃事务」中事务 id 最小的事务，也就是 m_ids 的最小值。
max_trx_id：这个并不是 m_ids 的最大值，而是创建 Read View 时当前数据库中应该给下一个事务的 id 值，也就是全局事务中最大的事务 id 值 + 1；
creator_trx_id：指的是创建该 Read View 的事务的事务 id。
知道了 Read View 的字段，我们还需要了解聚簇索引记录中的两个隐藏列。
假设在账户余额表插入一条余额为 100 万的记录，然后我把这两个隐藏列也画出来，该记录的整个示意图如下：
对于使用 InnoDB 存储引擎的数据库表，它的聚簇索引记录中都包含下面两个隐藏列：
- trx_id，当一个事务对某条聚簇索引记录进行改动时，就会把该事务的事务 id 记录在 trx_id 隐藏列里；
- roll_pointer，每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧版本的记录写入到 undo 日志中，然后这个隐藏列是个指针，指向每一个旧版本记录，于是就可以通过它找到修改前的记录。
在创建 Read View 后，我们可以将记录中的 trx_id 划分这三种情况：
一个事务去访问记录的时候，除了自己的更新记录总是可见之外，还有这几种情况：
- 如果记录的 trx_id 值小于 Read View 中的
min_trx_id值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 前已经提交的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务可见。 - 如果记录的 trx_id 值大于等于 Read View 中的
max_trx_id值，表示这个版本的记录是在创建 Read View 后才启动的事务生成的，所以该版本的记录对当前事务不可见。 - 如果记录的 trx_id 值在 Read View 的
min_trx_id和max_trx_id之间，需要判断 trx_id 是否在 m_ids 列表中：- 如果记录的 trx_id 在
m_ids列表中，表示生成该版本记录的活跃事务依然活跃着（还没提交事务），所以该版本的记录对当前事务不可见。 - 如果记录的 trx_id 不在
m_ids列表中，表示生成该版本记录的活跃事务已经被提交，所以该版本的记录对当前事务可见。 - 源码中是用的二分查找，因为是有序的，且相对来说活跃事务比较少，所以二分查找效率足够，用hash需要调整结构等可能更麻烦
- 如果记录的 trx_id 在
这种通过「版本链」来控制并发事务访问同一个记录时的行为就叫 MVCC（多版本并发控制）。
可重复读是如何工作的？
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。
读提交是如何工作的？
读提交隔离级别是在每次读取数据时，都会生成一个新的 Read View。
正是因为在读提交隔离级别下，事务每次读数据时都重新创建 Read View，那么在事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。