作者 l zyz1992
来源 l Hollis（ID：hollischuang）
首先要明白什么是事务？
事务是程序中一系列严密的操作，所有的操作必须完成，否则在所有的操作中所做的所有的更改都会被撤销。也就是事务的原子性，一个事务中的一系列的操作要么全部成功，要么就是失败。
事务的结束有两种，当事务中所有的步骤全部成功执行的时候，事务提交。如果其中一个步骤失败，将会发生回滚操作，撤销到事务开始之前的所有的操作。
事务的ACID
事务具有四个特征
原子性 事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包含多个操作，要么都做完，要么都不做
隔离性（隔离性也是本文的重点） 事务彼此之间是不能互相干扰的，即一个事务的操作对该数据库的其他事务操作是隔离的，并发执行的各个事务时间互补干扰
持久性 事务一旦提交，其变更是永久性的
一致性 事务执行的结果必须满足从一个状态变到另一个状态，因此当数据库只包含成功事务提交的结果时，就说数据库处于一致性的状态。如果数据库系统在运行时发生系统故障，有些未完成的事务被迫中止，而有一部分修改已经写入数据库，这个时候数据库就处于一种不正确的状态。
其实以上三个条件（原子性、隔离性、持久性）最终都是为了保持数据库数据的一致性服务的
MySQL的四种隔离级别
SQL标准定义了四种隔离级别，用来限定事务内外的哪些改变是可见的，哪些是不可见的。
读取未提交的数据【Read Uncommitted】 在该隔离级别，所有的事务都可以看到其他事务没有提交的执行结果。（实际生产中不可能使用这种隔离级别的）
读取提交的内容【Read Committed】 该隔离级别是大多数数据库的默认的隔离级别（不是 MySQL 默认的）。它满足了隔离的简单定义:一个事务只能看到其他的已经提交的事务所做的改变。这种隔离级别也支持不可重复读，即同一个 select 可能得到不同的结果
可重读【Repeatable Read】 这是 MySQL 默认的隔离级别，它确保同一个事务在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上会导致另外一个问题，【幻读】。幻读：相同的条件查询一些数据，然后其他事务【新增】或者是【删除】了该条件的数据，然后导致读取的结果不一样多。InnoDB 存储引擎通过多版本控制（MVCC）机制解决了该问题
可串行化【serializable】 这是事务的最高隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决了幻读的问题。它在每个读的数据行上面加上共享锁，。但是可能会导致超时和锁竞争（这种隔离级别太极端，实际生产基本不使用）
这四种隔离级别采用不同的锁类型来实现
脏读 读取了前一个事务未提交的或者是回滚的数据
不可重复度 同样的 select 查询，但是结果不同，过程中有事务更新了原有的数据
幻读 两次查询的结果数量不一样，过程中有事务新增或者是删除数据
下面对不同的隔离级别产生的不同的问题做一个汇总
各个隔离级别的详细测试
查看数据库的隔离级别
show variables like '%isolation%'
设置数据库的隔离级别
set session transaction isolation level Read Uncommitted;
设置数据库的隔离级别为：Read Uncommitted
实验一：Read Uncommitted
Read Uncommitted 即：读取未提交
前置条件：将数据库的隔离级别设置为read uncomitted；
set session transaction isolation level Read Uncommitted；
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第一步：A开启事务：start tracsaction；
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第二步：A查询数据：select * from test；
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第三步：B开启事务：start transaction；
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第四步：B查询数据：select * from test；
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第五步：B更新数据：update test set num =10 where id = 1；B没有提交事务
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第六步：A读取数据----A读取到了B未提交的数据（当前数据库的隔离级别是：Read Uncommitted）
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第七步：B回滚数据：rollback;
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第八步：B查询数据：select * from test;
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第九步：A查询数：select * from test;
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结论：事务B更新了数据，但是没有提交，事务A读取到的是B未提交的记录。因为造成脏读。Read Uncommitted是最低的隔离级别
实验二：读取已提交-Read Committed
前置条件：将数据库的隔离级别设置为：Read Committed;
set session transaction isolaction level Read Committed;
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第一步：A开始事务：start transaction;
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第二步：A查询数据：select *from test;
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第三步：B开启事务：start transaction;
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第四步：B查询数据：select * from test;
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第五步：B更新数据：update test set num =10 where id=1
查看结果：
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第六步：A查询数据：select * from test;
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第七步：B提交数据：commit;
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第八步：A查询数据：select * from test;
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结论：Read Committed 读已提交的隔离级别解决了脏读的问题，但是出现了不可重复读的问题，即事务A在两次查询的结果不一致，因为在两次查询之间事务B更新了一条数据。
读已提交的只允许读取已经提交的记录 ，但是不要求可重复读
实验三：可重读度-Repeatable Read
前置条件：将数据库的级别设置为可重复度
set session transaction isolation level repeatable read;
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第一步：A开始事务：start transaction;
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第二步：A查询数据：select * from test;
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第三步：B开启事务：start transaction;
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第四步：B查询数据：select * from test;
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第五步：B更新数据：update test set num=10 where id=1;
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此时B并没有提交事务
第六步：B查询数据：select * from test;
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第七步：A查询数据
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结果仍然是之前的结果（因为B事务还没有提交）
第八步：B提交事务：commit;
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第九步：A查询数据：select * from test;此时A查询的记录仍然和之前一样
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第十步：B插入一条数据并提交事务：inset into test(num) value(4);
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第十一步：A查询数据，发现结果还是和之前的一样：select * from test;
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第十二步：A提交事务并查询数据
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此时发现A查询的数据已经和B查询的结果一致了；
结论：Repeatable Read隔离级别只允许读取已经提交的事务的记录，
实验四：串行化-Serializable
前置条件：将数据库的隔离级别设置为可串行化
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第一步：A开始事务并查询数据
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第二步：B开启事务并insert数据，发现只能等待，并不能执行下去
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第三步：A提交事务
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第四步：B插入数据
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结论：serializable完全锁定字段，若一个事务来操作同一份数据，那么就必须等待，直到前一个事务完成并解除锁为止。是完整的隔离级别，会锁住对应的数据表，因为会导致效率问题。
本文小结
本片文章并没有深入的去讲解原理，而是让大家能够从更直观的从隔离级别的表面去了解隔离级别，因为我发现我的很多同事对此是模模糊糊，模棱两可的，但是这个是不可以的，因为技术本身是不允许存在这种歧义的，懂就是懂，才能合理运用，如果模棱两可，那么在实际运用中一定也是漏洞百出，所以这也是这篇文章诞生的原因。
我们可以先抛开原理与底层的具体实现，先能够清晰且明了的搞清楚各个专业术语的含义，这未尝不是一种进步。
最后以一句不积跬步无以至千里，不积小流无以成江河与诸君共勉！
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