一、事务的四大特性(ACID)
了解事务隔离级别之前不得不了解的事务的四大特性。
1、原子性(Atomicity)
事务开始后所有操作，要么全部做完，要么全部不做。事务是一个不可分割的整体。事务在执行过程中出错，会回滚到事务开始之前的状态，以此来保证事务的完整性。类似于原子在物理上的解释：指化学反应不可再分的基本微粒，原子在化学反应中不可分割 。
2、一致性(Consistency)
事务在开始和结束后，能保证数据库完整性约束的正确性即数据的完整性。比如经典的转账案例，A向B转账，我们必须保证A扣了钱，B一定能收到钱。个人理解类似于物理上的能量守恒。
3、隔离性(Isolation)
事务之间的完全隔离。比如A向一张银行卡转账，避免在同一时间过多的操作导致账户金额的缺损，所以在A转入结束之前是不允许其他针对此卡的操作的。
4、持久性(Durability)
事务的对数据的影响是永久性的。通俗的解释为事务完成后，对数据的操作都要进行落盘(持久化)。事务一旦完成就是不可逆的，在数据库的操作上表现为事务一旦完成就是无法回滚的。
二、事务并发问题
1、脏读
又称无效数据读出。一个事务读取另外一个事务还没有提交的数据叫脏读。
例如：事务T1修改了一行数据，但是还没有提交，这时候事务T2读取了被事务T1修改后的数据，之后事务T1因为某种原因Rollback了，那么事务T2读取的就是脏数据。
2、不可重复读
同一个事务中，多次读出的同一数据是不一致的。
例如：事务T1读取某一数据，事务T2读取并修改了该数据，T1为了对读取值进行检验而再次读取该数据，便得到了不同的结果。
3、幻读
不好表述直接上例子吧：
在仓库管理中，管理员要给刚到的一批商品进入库管理，当然入库之前肯定是要查一下之前有没有入库记录，确保正确性。管理员A确保库中不存在该商品之后给该商品进行入库操作，假如这时管理员B因为手快将已将该商品进行了入库操作。这时管理员A发现该商品已经在库中。就像刚刚发生了幻读一样，本来不存在的东西，突然之间他就有了。
注：三种问题看似不太好理解，脏读侧重的是数据的正确性。不可重复度侧重的于对数据的修改，幻读侧重于数据的新增和删除。
三、MySql四种事务隔离级别
上一章节了解了高并发下对事务的影响。事务的四种隔离级别就是对以上三种问题的解决方案。
隔离级别
脏读
不可重复度
幻读
读未提交(read-uncommitted)
是
是
是
不可重复读(read-committed)
否
是
是
可重复读(repeatable-read)
否
否
是
可串行化(serializable)
否
否
否
四、sql演示四种隔离级别
mysql版本：5.6
存储引擎：InnoDB
工具：navicat
建表语句：
CREATE TABLE`tb_bank` (
`id`int(11) NOT NULLAUTO_INCREMENT,
`name`varchar(16) COLLATE utf8_bin DEFAULT NULL,
`account`int(11) DEFAULT NULL,PRIMARY KEY(`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COLLATE=utf8_bin;INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (1, '小明', 1000);
1、通过sql演示------read-uncommitted的脏读
(2)read-uncommit导致的脏读
所谓脏读就是说，两个事务，其中一个事务能读取到另一个事务未提交的数据。
场景：session1要转出200元，session2转入100元。基数为1000。顺利完成正确的结果应该是900元。但是我们假设session2转入因为某种原因事务回滚。这时正确的结果应该是800元。
演示步骤：
① 新建两个session(会话，在navicat中表现为两个查询窗口，在mysql命令行中也是两个窗口)，分别执行
1 select @@tx_isolation;//查询当前事务隔离级别
2 set session transaction isolation level read uncommitted;//将事务隔离级别设置为 读未提交
② 两个session都开启事务
1 start transaction;//开启事务
③ session1和session2：证明两个操作执行前账户余额为1000
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果为1000
④ session2：此时假设session2的更新先执行。
1 update tb_bank set account = account+100 where id=1;
⑤ session1：在session2 commit之前session1开始执行。
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果：1100
⑥ session2：因为某种原因，转入失败，事务回滚。
1 rollback;//事务回滚2 commit;//提交事务
⑦ 这时session1开始转出，并且session1觉得⑤中查询结果1100就是正确的数据。
1 update tb_bank set account=1100-200 where id=1;2 commit;
⑧ session1 和 session2查询结果
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果：900
这时我们发现因为session1的脏读造成了最终数据不一致。正确的结果应该为800；
到此我们怎么避免脏读呢，将事务的隔离性增加一个级别到read-commit
(2)read-commit解决脏读
重置数据，使数据恢复到account=1000
① 新建两个session，分别设置
1 set session transaction isolation level read committed;//将隔离级别设置为 不可重复读
重复执行(1)中的②③④步
⑤ session1执行查询
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果为1000，这说明 不可重复读 隔离级别有效的隔离了两个会话的事务。
这时我们发现，将事务的隔离升级为read-committed;后有效的隔离了两个事务，使得session1中的事务无法查询到session2中事务对数据的改动。有效的避免了脏读。
2、通过sql演示-----read-committed的不可重复读
(1)read-commit的不可重复读
重置数据，使数据恢复到account=1000
所谓的不可重复读就是说，一个事务不能读取到另一个未提交的事务的数据，但是可以读取到提交后的数据。这个时候就造成了两次读取的结果不一致了。所以说是不可重复读。
READ COMMITTED 隔离级别下，每次读取都会重新生成一个快照，所以每次快照都是最新的，也因此事务中每次SELECT也可以看到其它已commit事务所作的更改
场景：session1进行账户的查询，session2进行账户的转入100。
session1开启事务准备对账户进行查询然后更新，这时session2也对该账户开启了事务进行更新。正确的结果应该是在session1开启事务以后查询读到的结果应该是一样的。
① 新建两个session，分别设置
1 set session transaction isolation level read committed;
② session1和session2分别开启事务
1 start transaction;
③ session1第一次查询：
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果：1000
④ session2进行更新：(更新完需要提交commit，2020-06-27补充，read-committed本质就是读已提交，也就是可以读到其它事务已提交的更新)
1 update tb_bank set account = account+100 where id=1;2 select * from tb_bank where id=1;//查询结果：1100
⑤ session1第二次查询：
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果：1100。和③中查询结果对比，session1两次查询结果不一致。
查看查询结果可知，session1在开启事务期间发生重复读结果不一致，所以可以看到read commit事务隔离级别是不可重复读的。显然这种结果不是我们想要的。
(2)repeatable-read可重复读
重置数据，使数据恢复到account=1000
① 新建两个session，分别设置
1 set session transaction isolation level repeatable read;
重复(1)中的②③④
⑤ session1第二次查询：
1 select * from tb_bank where id=1;//查询结果为：1000
从结果可知，repeatable-read的隔离级别下，多次读取结果是不受其他事务影响的。是可重复读的。到这里产生了一个疑问，那session1在读到的结果中依然是session2更新前的结果，那session1中继续转入100能得到正确的1200的结果吗？
继续操作：
⑥ session1转入100：
1 update tb_bank set account=account+100 where id=1;
到这里感觉自己被骗了，锁，锁，锁。session1的更新语句被阻塞了。只有session2中的update语句commit之后，session1中才能继续执行。session的执行结果是1200，这时发现session1并不是用1000+100计算的，因为可重复读的隔离级别下使用了MVCC机制，select操作不会更新版本号，是快照读(历史版本)。insert、update和delete会更新版本号，是当前读(当前版本)。
3、通过sql演示-----repeatable-read的幻读
在业务逻辑中，通常我们先获取数据库中的数据，然后在业务中判断该条件是否符合自己的业务逻辑，如果是的话，那么就可以插入一部分数据。但是mysql的快照读可能在这个过程中会产生意想不到的结果。
场景模拟：
session1开启事务，先查询有没有小张的账户信息，没有的话就插入一条。这是session2也执行和session1同样的操作。
准备工作：插入两条数据
1 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (2, '小红', 800);2 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (3, '小磊', 6000);
(1)repeatable-read的幻读
① 新建两个session都执行
1 set session transaction isolation level repeatable read;2 start transaction;3 select * from tb_bank;//查询结果：(这一步很重要，直接决定了快照生成的时间)
结果都是：
② session2插入数据
1 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (4, '小张', 8000);2 select * from tb_bank;
结果数据插入成功。此时session2提交事务
1 commit;
③ session1进行插入
插入之前我们先看一下当前session1是否有id=4的数据
1 select * from tb_bank;
结果session1中没有该条记录，这时按照我们通常的业务逻辑，此时应该是能成功插入id=4的数据。继续执行：
1 INSERT INTO `demo`.`tb_bank`(`id`, `name`, `account`) VALUES (4, '小张', 8000);
结果插入失败，提示该条已经存在，但是我们查询里面并没有这一条数据啊。为什么会插入失败呢？
因为①中的select语句生成了快照，之后的读操作(未加读锁)都是进行的快照读，即在当前事务结束前，所有的读操作的结果都是第一次快照读产生的快照版本。疑问又来了，为什么②步骤中的select语句读到的不是快照版本呢？因为update语句会更新当前事务的快照版本。具体参阅第五章节。
(2)repeatable-read利用当前读解决幻读
重复(1)中的①②
③ session1进行插入
插入之前我们先看一下当前session1是否有id=4的数据
1 select * from tb_bank;
结果session1中没有该条记录，这时按照我们通常的业务逻辑，此时应该是能成功插入id=4的数据。
1 select * from tb_bank lock in share mode;//采用当前读
结果：发现当前结果中已经有小张的账户信息了，按照业务逻辑，我们就不在继续执行插入操作了。
这时我们发现用当前读避免了repeatable-read隔离级别下的幻读现象。
4、serializable隔离级别
在此级别下我们就不再做serializable的避免幻读的sql演示了，毕竟是给整张表都加锁的。
五、当前读和快照读
本想把当前读和快照读单开一片博客，但是为了把幻读总结明白，暂且在本章节先简单解释下快照读和当前读。后期再追加一篇MVCC，next-key的博客吧。。。
1、快照读：即一致非锁定读。
① InnoDB存储引擎下，查询语句默认执行快照读。
② RR隔离级别下一个事务中的第一次读操作会产生数据的快照。
③ update，insert，delete操作会更新快照。
四种事务隔离级别下的快照读区别：
① read-uncommitted和read-committed级别：每次读都会产生一个新的快照，每次读取的都是最新的，因此RC级别下select结果能看到其他事务对当前数据的修改，RU级别甚至能读取到其他未提交事务的数据。也因此这两个级别下数据是不可重复读的。
② repeatable-read级别：基于MVCC的并发控制，并发性能极高。第一次读会产生读数据快照，之后在当前事务中未发生快照更新的情况下，读操作都会和第一次读结果保持一致。快照产生于事务中，不同事务中的快照是完全隔离的。
③ serializable级别：从MVCC并发控制退化为基于锁的并发控制。不区别快照读与当前读，所有的读操作均为当前读，读加读锁 (S锁)，写加写锁 (X锁)。Serializable隔离级别下，读写冲突，因此并发度急剧下降。(锁表，不建议使用)
2、当前读：即一致锁定读。
如何产生当前读
① select ... lock in share mode
② select ... for update
③ update，insert，delete操作都是当前读。
读取之后，还需要保证当前记录不能被其他并发事务修改，需要对当前记录加锁。①中对读取记录加S锁 (共享锁)，②③X锁 (排它锁)。
3、疑问总结
① update，insert，delete操作为什么都是当前读？
简单来说，不执行当前读，数据的完整性约束就有可能遭到破坏。尤其在高并发的环境下。
分析update语句的执行步骤：update table set ... where ...;
InnoDB引擎首先进行where的查询，查询到的结果集从第一条开始执行当前读，然后执行update操作，然后当前读第二条数据，执行update操作......所以每次执行update都伴随着当前读。delete也是一样，毕竟要先查到该数据才能删除。insert有点不同，insert操作执行前需要执行唯一键的检查。补充一句：InnoDB引擎一定存在一个唯一键，后面关于聚簇索引的博客会继续讲解。
