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事务特性

1. 原子性： 事务作为一个整体被执行，包含在其中的对数据库的操作要么全部都执行，要么都不执行。

2. 一致性： 指在事务开始之前和事务结束以后，数据不会被破坏，假如A账户给B账户转10块钱，不管成功与否，A和B的总金额是不变的。

3. 隔离性： 多个事务并发访问时，事务之间是相互隔离的，一个事务不应该被其他事务干扰，多个并发事务之间要相互隔离。。

4. 持久性： 表示事务完成提交后，该事务对数据库所作的操作更改，将持久地保存在数据库之中。

隔离级别

MySQL是一个服务器／客户端架构的软件，对于同一个服务器来说，可以有若干个客户端与之连接，每个客户端与服务器连接上之后，就可以称之为一个会话（Session）。我们可以同时在不同的会话里输入各种语句，这些语句可以作为事务的一部分进行处理。不同的会话可以同时发送请求，也就是说服务器可能同时在处理多个事务，这样子就会导致不同的事务可能同时访问到相同的记录。我们前边说过事务有一个特性称之为隔离性，理论上在某个事务对某个数据进行访问时，其他事务应该进行排队，当该事务提交之后，其他事务才可以继续访问这个数据。但是这样子的话对性能影响太大，所以设计数据库的大叔提出了各种隔离级别，来最大限度的提升系统并发处理事务的能力，但是这也是以牺牲一定的隔离性来达到的。

未提交读（READ UNCOMMITTED） 脏读

如果一个事务读到了另一个未提交事务修改过的数据，那么这种隔离级别就称之为未提交读（英文名：READ UNCOMMITTED）， 如上图，Session A和Session B各开启了一个事务，Session B中的事务先将id为1的记录的列c更新为'关羽'，然后Session A中的事务再去查询这条id为1的记录，那么在未提交读的隔离级别下，查询结果就是'关羽'，也就是说某个事务读到了另一个未提交事务修改过的记录。但是如果Session B中的事务稍后进行了回滚，那么Session A中的事务相当于读到了一个不存在的数据，这种现象就称之为脏读，就像这个样子：

脏读违背了现实世界的业务含义，所以这种READ UNCOMMITTED算是十分不安全的一种隔离级别。

已提交读（READ COMMITTED）不可重复读

如果一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，并且其他事务每对该数据进行一次修改并提交后，该事务都能查询得到最新值，那么这种隔离级别就称之为已提交读（英文名：READ COMMITTED），如图所示：

从图中可以看到，第4步时，由于Session B中的事务尚未提交，所以Session A中的事务查询得到的结果只是'刘备'，而第6步时，由于Session B中的事务已经提交，所以Session B中的事务查询得到的结果就是'关羽'了。 对于某个处在在已提交读隔离级别下的事务来说，只要其他事务修改了某个数据的值，并且之后提交了，那么该事务就会读到该数据的最新值，比方说：

我们在Session B中提交了几个隐式事务，这些事务都修改了id为1的记录的列c的值，每次事务提交之后，Session A中的事务都可以查看到最新的值。这种现象也被称之为不可重复读。

可重复读（REPEATABLE READ）

在一些业务场景中，一个事务只能读到另一个已经提交的事务修改过的数据，但是第一次读过某条记录后，即使其他事务修改了该记录的值并且提交，该事务之后再读该条记录时，读到的仍是第一次读到的值，而不是每次都读到不同的数据。那么这种隔离级别就称之为可重复读（英文名：REPEATABLE READ），如图所示：

从图中可以看出来，Session A中的事务在第一次读取id为1的记录时，列c的值为'刘备'，之后虽然Session B中隐式提交了多个事务，每个事务都修改了这条记录，但是Session A中的事务读到的列c的值仍为'刘备'，与第一次读取的值是相同的。 串行化（SERIALIZABLE） 以上3种隔离级别都允许对同一条记录进行读-读、读-写、写-读的并发操作，如果我们不允许读-写、写-读的并发操作，可以使用SERIALIZABLE隔离级别，示意图如下：

如图所示，当Session B中的事务更新了id为1的记录后，之后Session A中的事务再去访问这条记录时就被卡住了，直到Session B中的事务提交之后，Session A中的事务才可以获取到查询结果。

版本链

对于使用InnoDB存储引擎的表来说，它的聚簇索引记录中都包含两个必要的隐藏列（row_id并不是必要的，我们创建的表中有主键或者非NULL唯一键时都不会包含row_id列）：

trx_id：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把对应的事务id赋值给trx_id隐藏列。

roll_pointer：每次对某条聚簇索引记录进行改动时，都会把旧的版本写入到undo日志中，然后这个隐藏列就相当于一个指针，可以通过它来找到该记录修改前的信息。

比方说我们的表t现在只包含一条记录： mysql> SELECT * FROM t; +----+--------+ | id | c | +----+--------+ | 1 | 刘备 | +----+--------+ 1 row in set (0.01 sec) 复制代码假设插入该记录的事务id为80，那么此刻该条记录的示意图如下所示：

假设之后两个id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作，操作流程如下：

小贴士：

能不能在两个事务中交叉更新同一条记录呢？哈哈，这是不可以滴，第一个事务更新了某条记录后，就会给这条记录加锁，另一个事务再次更新时就需要等待第一个事务提交了，把锁释放之后才可以继续更新。本篇文章不是讨论锁的，有关锁的更多细节我们之后再说。 每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个roll_pointer属性（INSERT操作对应的undo日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些undo日志都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样：