1.事务的四大特性

事务特性有（Atomicity、Consistency、Isolation、Durability，即）

原子性（Atomicity）
原子性保证了事务的不可再分，一个事务中的操作或者全部成功，或者全部失败，不会出现部分成功，部分失败的情况。如果事务失败，则数据将会处于事务开始前的状态。

一致性（Consistency）
一致性保证了事务成功执行后，数据将会从一种合规的状态进入另一种合规的状态，不能出现违反数据完整性的情况。表现为事务使数据在正确的状态之间变换。

隔离性（Isolation）
事务并发执行，却相互隔离不影响。表现为事务并发执行的结果通过串行化执行也可获取到，好像事务是在一个接一个的执行一样。

持久性（Durability）
事务一旦成功提交，其对数据照成的影响需要具有持久性，即使在一些特殊情况下，比如系统崩溃，断电，事务执行后的结果也应该能够被保持下来。

2.事务的隔离性与隔离级别

“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 reapeatable 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”
在谈隔离级别之前，你首先要知道，你隔离得越严实，效率就会越低。因此很多时候，我们都要在二者之间寻找一个平衡点。SQL 标准的事务隔离级别包括：
读未提交（read uncommitted）
读未提交是指，一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
读提交（read committed）
读提交是指，一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
可重复读（repeatable read）
可重复读是指，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。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。
串行化（serializable ）
串行化，顾名思义是对于同一行记录，“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。

2.1案例：

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两个事务的行为。
1.mysql> create table T(c int) engine=InnoDB;
2.mysql> insert into T(c) values(1);

不同的隔离级别下，事务 A 会有不同的返回结果，也就是图里面 V1、V2、 V3 的返回值。

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。

在实现上，数据库里面会创建一个视图，访问的时候以视图的逻辑结果为准。
在“可重复读”隔离级别下，这个视图是在事务启动时创建的，整个事务存在期间都用这个视图。
在“读提交”隔离级别下，这个视图是在每个 SQL 语句开始执行的时候创建的。
这里需要注意的是，“读未提交”隔离级别下直接返回记录上的最新值，没有视图概念；
而“串行化”隔离级别下直接用加锁的方式来避免并行访问。

我们可以看到在不同的隔离级别下，数据库行为是有所不同的。Oracle 数据库的默认隔离级别其实就是“读提交”，因此对于一些从 Oracle 迁移到 MySQL 的应用，为保证数据库隔离级别的一致，你一定要记得将 MySQL 的隔离级别设置为“读提交”。
配置的方式是，将启动参数 transaction-isolation 的值设置成 READ-COMMITTED。你可以用 show variables 来查看当前的值。
show variables like 'transaction_isolation';

2.2 事务隔离级别的实现

在“可重复读” 事务的隔离级别如何实现
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，在回滚日志里面就会有类似下面的记录。

当前值是 4，但是在查询这条记录的时候，不同时刻启动的事务会有不同的 read-view。如图中看到的，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）。

对于 read-view A，要得到 1，就必须将当前值依次执行图中所有的回滚操作得到。

同时你会发现，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。

这些read-view如何删除？系统会判断，当没有事务再需要用到这些回滚日志时，即 当系统里没有比这个回滚日志（undolog）更早的 read-view 的时候，回滚日志会被删除。

基于上面的说明，我们来讨论一下为什么建议你尽量不要使用长事务

长事务意味着系统里面会存在很老的事务视图。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。

在 MySQL 5.5 及以前的版本，回滚日志是跟数据字典一起放在 ibdata 文件里的，即使长事务最终提交，回滚段被清理，文件也不会变小。我见过数据只有 20GB，而回滚段有 200GB 的库。最终只好为了清理回滚段，重建整个库。

除了对回滚段的影响，长事务还占用锁资源，也可能拖垮整个库。

2.2.3查询长事务

information_schema 库的 innodb_trx 这个表中查询长事务，
比如下面这个语句，用于查找持续时间超过 60s 的事务。
select * from information_schema.innodb_trx where TIME_TO_SEC(timediff(now(),trx_started))>60

2.3 “事务”在 MVCC 里是怎么工作的？

在可重复读隔离级别下，事务在启动的时候就“拍了个快照”。注意，这个快照是基于整库的。

这时，你会说这看上去不太现实啊。如果一个库有 100G，那么我启动一个事务，MySQL 就要拷贝 100G 的数据出来，这个过程得多慢啊。可是，我平时的事务执行起来很快啊。

实际上，我们并不需要拷贝出这 100G 的数据，我们先来看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。

也就是说，数据表中的一行记录，其实可能有多个版本 (row), 每个版本有自己的 row trx_id。
如下图所示：

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。

图中的三个虚线箭头，就是 undo log；而 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 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。
因此，InnoDB 代码实现上，一个事务只需要在启动的时候，找到所有已经提交的事务 ID 的最大值，记为 up_limit_id；然后声明说，“如果一个数据版本的 row trx_id 大于 up_limit_id，我就不认，我必须要找到它的上一个版本”。
当然，如果一个事务自己更新的数据，它自己还是要认的。

2.4 MySQL中的一致性读与当前读与事务隔离级别的关系

2.4.1什么是一致性读和当前读？

1、快照读（一致性读）：MySQL使用MVCC (Multiversion Concurrency Control)机制来保证被读取到数据的一致性，读取数据时不需要对数据进行加锁，且快照读不会被其他事物阻塞。

2、当前读：也称锁定读(locking read),通过对读取到的数据(索引记录)加锁来保证数据一致性，当前读会对所有扫描到的索引记录进行加锁，无论该记录是否满足WHERE条件都会被加锁。

2.4.2 可重复读隔离级别核心：一致性读（consistent read）

更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读（current read）”

而事务更新数据的时候，只能用当前读。如果当前的记录的行锁被其他事务占用的话，就需要进入锁等待。而读提交的逻辑和可重复读的逻辑类似，它们最主要的区别是：

在可重复读隔离级别下，只需要在事务开始的时候找到那个 up_limit_id，之后事务里的其他查询都共用这个 up_limit_id；
在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算一次 up_limit_id 的值。

（除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。）
例如：
1.select * for update
select col from t where where_clause for update 的目的是在执行这个 select 查询语句的时候，会将对应的索引访问条目进行上排他锁（X 锁），也就是说这个语句对应的锁就相当于update带来的效果。
2.select * lock in share mode
select lock in share mode ，in share mode 子句的作用就是将查找到的数据加上一个 share 锁，这个就是表示其他的事务只能对这些数据进行简单的select 操作，并不能够进行 DML 操作。

小结：
InnoDB 的行数据有多个版本，每个数据版本有自己的 row trx_id，每个事务或者语句有自己的 up_limit_id。
普通查询语句是一致性读，一致性读会根据 row trx_id 和 up_limit_id 的大小决定数据版本的可见性。

对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据；
对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据；而当前读，总是读取已经提交完成的最新版本。

3.事务的启动方式

MySQL 的事务启动方式有以下几种：

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。

备注：
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。

MySQL事务详解-6