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先来看一个转账的情景，转账至少有两步：一个账户扣款，另一个账户收款。如果扣款成功后程序突然出错，只留下前一半操作，账就对不上了。
在数据库中，会采用一个叫事务的方式处理这种业务，事务会把一组相关操作封装成一个整体。整组操作成功时执行 COMMIT，任一步失败时由应用执行 ROLLBACK，不让数据停在“只做了一半”的状态。
一、事务与 ACID
这个整体通常用 ACID 四个特性来描述：
| 特性 | 含义 |
|---|---|
| 原子性（Atomicity） | 事务中的操作共同提交或共同回滚，不留下只完成一部分的结果 |
| 一致性（Consistency） | 事务前后的数据满足数据库约束和业务规则 |
| 隔离性（Isolation） | 并发事务可以交错运行，但相互可见的结果受到隔离级别约束 |
| 持久性（Durability） | 事务成功提交后，结果能够在故障恢复后保留下来 |
原子性解决“做一半”的问题。回到转账场景，扣款和收款要么一起成功，要么一起撤销。
一致性还需要正确的 SQL、数据库约束和业务逻辑共同维护。事务可以保证两条语句一起提交，却无法把错误的金额计算自动改对。
隔离性也不要求事务排队一个接一个执行。事务仍然可以并发交错，隔离级别负责限制它们能看到彼此的哪些结果。
持久性从成功提交开始计算。已经回滚的修改不会持久保存，实际的故障恢复能力还会受到日志刷盘配置和存储设备影响。
二、提交与回滚
（一）控制语句
InnoDB 事务最常用的控制语句只有几条：
START TRANSACTION;COMMIT;ROLLBACK;START TRANSACTION 开启事务，也可以写成 BEGIN。COMMIT 提交当前事务，ROLLBACK 撤销当前事务中尚未提交的修改。
（二）成绩修改
score 表中 id = 1 的成绩原本是 90。第一段把它改成 99，再执行回滚：
BEGIN;
UPDATE scoreSET score = 99WHERE id = 1;
ROLLBACK;
SELECT id, scoreFROM scoreWHERE id = 1;查询结果仍然是 90，说明尚未提交的修改已经撤销。
第二段执行相同修改，再提交：
BEGIN;
UPDATE scoreSET score = 99WHERE id = 1;
COMMIT;
SELECT id, scoreFROM scoreWHERE id = 1;查询得到 99，提交后的修改保留下来。
MySQL 默认开启 autocommit。没有显式事务时，每条成功执行的语句会作为单独的事务提交，之后再执行 ROLLBACK 已经无法撤销。使用 START TRANSACTION 后，当前事务会持续到 COMMIT 或 ROLLBACK，结束后恢复原来的自动提交状态。
SELECT @@SESSION.autocommit;这里讨论的是 InnoDB 上的 DML。部分 DDL 会触发隐式提交，不能把所有 SQL 都理解成可以随时回滚。
三、隔离级别
（一）四个级别
多个事务同时读写数据时，隔离级别规定一个事务能看到另一个事务走到了哪一步。
InnoDB 支持四种隔离级别：
| 隔离级别 | 普通读取的基本行为 | 可能出现的异常 |
|---|---|---|
READ UNCOMMITTED | 可以读到其他事务尚未提交的数据 | 脏读、不可重复读、幻读 |
READ COMMITTED | 每次一致性读读取该语句开始前已经提交的数据 | 不可重复读、幻读 |
REPEATABLE READ | 同一事务中的普通一致性读复用第一次读取建立的快照 | InnoDB 中还要结合读类型理解幻读 |
SERIALIZABLE | 对冲突访问施加更强的约束 | 避免前三种异常，等待通常更多 |
InnoDB 默认使用 REPEATABLE READ。隔离约束逐级增强后，并发现象会减少，冲突访问也更容易等待；实际性能还取决于数据范围、读写比例和冲突程度。
SERIALIZABLE 追求的结果是让冲突操作表现出可串行化的顺序。访问互不冲突数据的事务仍可并发执行，不需要让整个数据库一次只运行一个事务。
（二）查看与设置
全局值决定后续新连接的默认级别，会话值属于当前连接：
SELECT @@GLOBAL.transaction_isolation;SELECT @@SESSION.transaction_isolation;设置当前连接后续事务的隔离级别，可以写：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;设置后续新连接的全局默认值，需要相应的管理权限：
SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;GLOBAL 不会改变已经建立的连接，SESSION 也不会改变正在进行的事务。做双会话实验时，最好在两个连接中分别执行 SET SESSION ...，再开始事务。
如果直接给系统变量赋值，包含空格的级别名称要改用连字符：
SET SESSION transaction_isolation = 'REPEATABLE-READ';SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ 使用空格。两种语法不要混在一起。
四、并发异常
脏读、不可重复读和幻读看起来都像“前后查询不一样”，但变化发生的位置不同。
（一）脏读
事务 A 修改了数据，还没有提交；事务 B 已经读到了这个结果。如果 A 随后回滚，B 刚才看到的值从未真正提交，这就是 脏读。
拿抄作业举例，脏读相当于抄了别人写到一半的答案。对方还可能把它划掉重写，这份答案并不可靠。
（二）不可重复读
事务 A 第一次读取某一行后，事务 B 修改这行并提交；A 再次读取时发现值变了，这就是 不可重复读。
不可重复读抄到的是对方正式提交的答案，内容真实存在，只是两次查看时版本不同。它关注的是同一行的值发生变化。
（三）幻读
事务 A 按同一个范围条件查询两次，期间事务 B 插入、删除，或者更新了会进入或离开查询范围的行并提交，第二次结果集中的行发生变化，这就是 幻读。
继续用作业来想：手头那张答案没有被改，但别人又塞进一份符合条件的作业，或者拿走一份。变化落在结果集里有哪些行。
用一句话来区分的话：脏读读到了未提交数据；不可重复读关注同一行的值；幻读关注同一范围中的行集合。
五、脏读实验
下面给出不依赖全局配置的复现写法，两个连接分别设置当前会话的隔离级别。
会话 A 开启事务并插入一名学生，先不提交：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;START TRANSACTION;
INSERT INTO student (name, class_id)VALUES ('test', 3);会话 B 使用相同隔离级别查询：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;START TRANSACTION;
SELECT id, name, class_idFROM studentWHERE name = 'test';此时 B 能看到 A 尚未提交的 test。接着回到 A：
ROLLBACK;B 再执行相同查询，test 已经消失。第一次查询读到了一行从未提交、最终又被撤销的数据，脏读就发生在这里。
READ COMMITTED 是能够避免脏读的最低隔离级别。
六、快照读与 Next-Key Lock
（一）普通一致性读
REPEATABLE READ 下的幻读不能只写一个简单的“存在”或“解决”，还要区分普通一致性读和锁定读。
在 REPEATABLE READ 下，普通 SELECT 默认采用非锁定一致性读。同一事务中的第一次一致性读建立快照，后续普通一致性读继续读取这个快照。其他事务随后提交的插入、更新和删除不会直接进入这份快照。
因此，同一事务两次执行相同的普通范围 SELECT 时，后提交的新行通常不会在第二次查询中突然出现。
（二）锁定读
SELECT ... FOR SHARE、SELECT ... FOR UPDATE、UPDATE 和 DELETE 需要处理较新的数据状态，也会设置锁，不能直接套用普通快照读的结论。
在 REPEATABLE READ 下，范围搜索通常会锁住实际扫描到的索引范围。Next-Key Lock 由索引记录锁和该记录前的间隙锁组成，可以阻止其他事务向已锁定的范围插入新行。
具体锁住哪里，取决于查询条件、使用的索引和扫描范围。通过唯一索引精确查找唯一记录时，通常只锁索引记录；普通一致性读也不会因为处于 REPEATABLE READ 就自动加 Next-Key Lock。
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