大厂常问的MySQL事务隔离到底怎么回答

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什么是事务

事务就是一组原子性的SQL查询，或者说一个独立的工作单元。事务内的语句，要么全部执行成功，要么全部执行失败。

关于事务银行系统的应用是解释事务必要性的一个经典例子。

假设一个银行的数据库有两张表：支票表（checking）和储蓄表（savings）。现在要从张三的账户转移200元到他的储蓄账户，那么需要至少三个步骤。

检查支票账户的余额高于200元。
从张三支票账户余额中减去200元。
在张三储蓄账户余额中增加200元。

上述三个步骤的操作必须打包在一个事务中，任何一个步骤失败，则必须回滚所有的步骤。

可以用START TRANSACTION或者BEGIN语句开始一个事务，然后要么使用COMMIT提交事务将修改的数据

持久保留，要么使用ROLLBACK撤销所有的修改。事务SQL的样本如下：

START TRANSACTION
SELECT balance FROM checking WHERE customer = "张三"
UPDATE checking SET balance = balance - 200.00 WHERE customer = "张三"
UPDATE savings SET balance = balance + 200.00 WHERE customer = "张三"
COMMIT

以上对事务概念并不是故事的全部。

试想一下，如果执行到第四条语句时服务器崩溃了，会发生什么？用户可能会损失200元。

再假如，在执行到第三条语句和第四条语句之间时，另外一个进程要删除支票账户的所有余额，那么可能就是银行在不知

道这个操作的情况下，依然转给了张三200元。

事务的特性

除非系统通过严格的ACID测试，否则空谈事务的概念是不够的。ACID 模型是一组数据库设计原则，强调对业务数据和关键任务应用程序非常重要的可靠性方面。 MySQL 包含诸如InnoDB存储引擎之类的组件，这些组件紧密遵循 ACID 模型，因此数据不会因软件崩溃和硬件故障等异常情况而被损坏，结果也不会被扭曲。

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ACID表示**原子性（atomicity）、一致性（consistency）、隔离性（isolation）和持久性（durability）**。一个运行良好的事务处理系统，必须具备这些标准特征。

原子性（atomicity）

一个事务必须被视为一个不可分割的最小工作单元，整个事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来说，不可能只执行其中的一部分操作，这就是事务的原子性。

一致性（consistency）

数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态。在前面的例子中，一致性确保了，即使在执行第三、四条语句之间时系统崩，支票账户中也不会损失200元，因为事务最终没有提交，所以事务中所做的修改也不会保存到数据库中。

隔离性（isolation）

通常来说，一个事务所做的修改在最终提交以前，对其他事务是不可见的。在前面的例子中，当执行完第三条语句、第四条语句还未开始时，此时有另外一个账户汇总程序开始运行，则其看到的支票账户的余额并没有被减去200元。

特久性（durability）

一旦事务提交，则其所做的修改就会永久保存到数据库中。此时即使系统崩溃，修改的数据也不会丢失。

事务的ACID特性可以确保银行不会弄丢你的钱。而在应用逻辑中，要实现这一点非常难基至可以说是不可能完成的任务。一个兼容ACID的数据库系统，需要做很多复杂但可能用户并没有觉察到的工作，才能确保ACID的实现。

并发带来的问题

脏读（Dirty Read）

假设事务A读取了某行数据（数据值：96），并且在事务B修改该数据的过程中（数据值：97），事务A读取到了未提交的数据（数据值：97）。如果事务B最终回滚（数据值：96），那么事务A读取到的数据就是_“脏”_的，因为它基于未提交的修改，这种读取是不可靠的。

幻读（Phantom Read）

考虑一个场景，事务A查询了一个范围的数据，例如所有年龄在20到30岁之间的人（共：99人）。在事务A的查询过程中，事务B插入了一条新的记录，该记录的年龄也在20到30岁之间。当事务A再次执行相同的查询时（共：100人），会发现有一些之前不存在的_“幻影”_数据，这导致了不一致的查询结果。

不可重复读（Non-repeatable Read）

如果事务A在读取某个数据后（数据值：96），事务B修改了这个数据并提交了更改（数据值：97），那么事务A再次读取相同数据时，会发现数据已经发生了变化（数据值：97）。这就是_不可重复读_的问题，因为同一条数据在不同时间点的读取结果不一致。

隔离级别

隔离性其实比想象的要复杂。在SQL标准中定义了四种隔离级别，每一种级别都规定了一个事务中所做的修改，哪些在事务内和事务间是可见的，哪些是不可见的。较低级别的隔离通常可以执行更高的并发，系统的开销也更低。

隔离级别	脏读（Dirty Read）	不可重复读（NonRepeatable Read）	幻读（Phantom Read）
未提交读（Read uncommitted）	可能	可能	可能
已提交读（Read committed）	不可能	可能	可能
可重复读（Repeatable read）	不可能	不可能	可能
可串行化（Serializable ）	不可能	不可能	不可能

下面简单地介绍一下四种隔离级别。

READ UNCOMMITTED（未提交读）

在 READ UNCOMMITTED 级别，事务中的修改，即使没有提交，对其他事务也都是可见的。事务可以读取未提交的数据，这也被称为**脏读（DirtyRead）**。这个级别会导致很多问题，从性能上来说，READ UNCOMMITTED 不会比其他的级别好太多，但却缺乏其他级别的很多好处，除非真的有非常必要的理由，在实际应用中一般很少使用。

READ COMMITTED（已提交读）

大多数数据库系统的默认隔离级别都是 READ COMMITTED（但MySQL不是）。READ COMMITTED 满足前面提到的隔离性的简单定义：一个事务开始时，只能“看见”已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所做的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别有时候也叫做不可重复读（nonrepeatableread），因为两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。

REPEATABLE READ（可重复读）

REPEATABLE READ 解决了脏读的问题。该级别保证了在同一个事务中多次读取同样记录的结果是一致的。但是理论上，可重复读隔离级别还是无法解决另外一个幻读（PhantomRead）的问题。所谓幻读，指的是当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻行（PhantomRow）。InnoDB和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，MultiversionConcurrencyControl）解决了幻读的问题。本章稍后会做进一步的讨论。

可重复读是MySQL的默认事务隔离级别。

SERIALIZABLE（可串行化）

SERIALIZABLE是最高的隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免了前面说的幻读的问题。简单来说，SERIALIZABLE会在读取的每一行数据上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用中也很少用到这个隔离级别，只有在非常需要确保数据的一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别

设置事务的隔离级别

全局级别

设置全局级别的事务隔离级别，可以使用 SET GLOBAL

SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL <隔离级别>;

会话级别

设置当前会话的事务隔离级别，可以使用 SET SESSION

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL <隔离级别>;

永久保存设置

如果想永久保存设置，以便在 MySQL 重新启动后仍然有效，可以使用 SET PERSIST：

SET PERSIST TRANSACTION ISOLATION LEVEL <隔离级别>;

注意：__PERSIST 仅在 MySQL 8.0.16 及更高版本中可用。

启动事务

在设置隔离级别后，使用以下语句启动事务

START TRANSACTION;

提交事务

在完成所有数据库操作后，使用以下语句提交事务：

COMMIT;

回滚事务

如果需要撤销事务中的所有更改，可以使用以下语句回滚事务：

ROLLBACK;

查询当前事务隔离级别

使用以下语句查看当前事务隔离级别：

SELECT @@tx_isolation;

不可重复读和幻读的区别

不可重复读： 想象有个镇民张三进入图书馆并查询一本书的信息。在可重复读的隔离级别下，张三读取了这本书的信息后，系统会将这本书的信息标记为**“已被读取”**，以防其他人修改。即使其他人想修改这本书的信息，都会被阻塞。但不可重复读的问题在于，即使张三在事务中已经读取了这本书的信息，如果有人在此期间修改了这本书的内容，张三再次查询时就会发现书籍信息已经发生了变化，导致信息不可重复。
幻读： 现在假设小王想要捐赠一本新书给图书馆。在可重复读的隔离级别下，小王将书捐赠给图书馆，并且这本书的信息被标记为**“已存在”**。然而，由于可重复读无法锁住新增的数据，如果在此期间有人插入了一本书，小王再次查询时就会发现多了一本之前不存在的书籍，形成了幻读的情况。
锁机制和MVCC： 为了解决不可重复读和幻读的问题，可以使用锁机制，例如在Serializable隔离级别下使用行锁，但这会显著降低数据库并发能力。然而，成熟的数据库系统如MySQL、Oracle和PostgreSQL更倾向于使用MVCC。MVCC通过保存数据在某个时间点的快照来实现，不仅可以防止不可重复读和幻读，而且在性能上更为高效。

在MVCC中，每个事务看到的数据都是一致的，不受其他事务的影响。这样，即使在事务A读取数据的同时，事务B插入了新的数据，事务A也不会发生幻读，因为它只看到了在它开始之前已经存在的数据。MVCC以乐观锁为基础，避免了悲观锁所带来的并发性能下降。

事务隔离的实现（MVCC）

MySQL的大多数事务型存储引擎实现的都不是简单的**行级锁**。基于提升并发性能的考虑，它们一般都同时实现了多版本并发控制（MVCC）。不仅是MySQL，包括Oracle、PostgreSQL等其他数据库系统也都实现了MVCC，但各自的实现机制不尽相同，因为MVCC没有一个统一的实现标准。

可以认为MVCC是行级锁的一个变种，但是它在很多情况下避免了加锁操作，因此开销更低。虽然实现机制有所不同，但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。

MVCC的实现，是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。也就是说，不管需要执行多长时间，每个事务看到的数据都是一致的。根据事务开始的时间不同，每个事务对同一张表，同一时刻看到的数据可能是不一样的。如果之前没有这方面的概念，这句话听起来就有点迷惑。熟悉了以后会发现，这句话其实还是很容易理解的。

下面我们通过InnoDB的简化版行为来说明MVCC是如何工作的。

InnoDB的MVCC，是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。，

一个保存了行的创建时间；
一个保存行的过期时间（或删除时间）；

当然存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号（system version number）。每开始一个新的事务，系统版本号都会_自动递增_。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。

下面看一下在_REPEATABLE READ_隔离级别下，MVCC具体是如何操作的。

SELECT

InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录
InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行（也就是，行的系统版本号小于或等于事务的系统版本号），这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在的，要么是事务自身插入或者修改过的。
行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询结果。