一文讲清楚 MySQL 事务隔离级别和实现原理，开发人员必备知识点

作者：古时的风筝

经常提到数据库的事务，那你知道数据库还有事务隔离的说法吗，事务隔离还有隔离级别，那什么是事务隔离，隔离级别又是什么呢？本文就帮大家梳理一下。

MySQL 事务

本文y ^ 4 u所说的 MySQL 事务都是指在 Inno0 e 0DB 引擎下，MyISAM 引擎是不支持事务的。

数据库事务指的是一组数据操作，事务内的操作要么就是全部成功，要么就是全部失败，什么都不做，其实不是没做，是可能做了一部分但是只要有一步失败，就要回滚t 1 s K N O T所有操作，有点一不做二不休的意思。

假设一个网购付款的操作，用户付款后要涉及到订单状态更新、扣库存以及其他一系列动作，这就是一个事务，如果一切正常那就相安无事，一旦中间有某个环节异常，那整个事务就要f - c回滚，总不能D ( $更新了订单状态但是不扣库存吧% h 6 . } R B y，这问题就大了。

事务具有原子性K ] `（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation8 D W a 7 U m | I）、持久性（Durability）四个特性，简称 ACID，缺一不可。今天要说的就是隔离性。

概念说明

以下几个概念@ l , 2 h z S是事务隔离级别要实际解决的问题，所以需要搞清楚都是什么意思。

脏读

脏H & y 5 1 ?读指的是读到了其他事务未提交的数据，未提交意味着这些数据可能会回滚( J j %，也就是可能最终不会存t % 7到数据库中，也就是不存在的数据。读到了并一定最终存在的数据，这就是脏读。

可重复读

可重复读指的是在一个事务内，最开始读到的数据和事务结束前的任意时刻读到的同n j % = f z ` I一批数据都是一致的。通常针对数据**更新（UPDATE）**操作。

不可重复读S A | [ 7 d d Z v

对比可重复读，不可重复读指的是在同一事务内，不同的时刻读到的同一批数据可能是不一样的，可能会受到其他事务的影响，比如8 4 ] 7 d ~ E C +其他事务改了这批数据并提交了。7 d ; _ n L通常针对数据**更新（UPDA= E k @ QTE）K j z U G N**操作。

幻读

幻读是针对数据**插入（INSERT, a a 9 M）**操作来说的。假设事务A对某些行的内容作了更改，但是还未提交，此时事务B插入了与事务A更改前的记录相同的记录行，并且在事务A提交之前先提交了，而这时，在事务A中查询，会发现好像刚刚的更改对于某些数据未3 a 6起作用，但其实是事务B刚插入进来的，让用户感觉很魔幻，感觉出K e K现了幻觉，这就叫幻读。

事务隔离级别

SQL 标准定义了四种隔离级别，MySQL 全都支持。这z ) [ ` . % s四种隔离级别分别是：

1. 读未提交（R= * . 9EAD UNCOMMITTED）
2. 读提交 （READ COMMITTED）
3. 可重复读 （REPEATABLE READ）
4. 串行化 （SERIALIZABLE）

从上往下，隔离强度逐渐增强，性能逐渐变差。采用哪种隔离级别要根据系统需求权衡决定，其中，可重复读是 MySQL 的默认级别。

事务隔离其实就是为了解决上面提到的脏读、不可重复读、幻读这几个问题，下面展示了 4 种隔离级别对这三个问题的解决程度。

只有串行化的隔离级别解决了全部这 3 个问题，其他的 3 个隔离级别都有缺陷。

一探究竟

下面* a { W ]，我们来一一分析这 4 种隔离级别到底8 p f &是怎么个* Q c G o意思。

如何设置隔离级别

我们可以通过以下语句查看当前数据库的隔离级别，通过v 7 X c 5 o e下面语句v ` Y s - U +可以F E R + I看出我使用的 MySQL 的隔离级别是 REPEATABLE-READ，也就是可重复读，这也是 MySQL 的默认级别。

# 查看事务隔离级别 5.7.20 之后
su m H c g J G Whow variables like \'transaction_isolation\';
SELECT @@transaction_isolation

#? g & 5.7.20 之后
SELX u 2 i Z K E I -ECT @@tx_isolat{ 5 & e y ? ~ T $iol # Q % g Xn
shE w t ]ow variables li/ k Z W z Nke \'tx_isolation\'

+---------------+-----------------+
| Variable_name | Value           |
+---------------+-----------------+
| tx_isolation  | REPEATABLE-READ |
+---------------+--------O m * = ---------+

稍后，我们要修改数据库的隔离级别，所以先了解一下具体的修改方式。

修改隔离级别的语句f G | m 5 H I是：set [作用域] transacth T h m D p * ^ion isolI = x 2 d m Z . +ation level [事务隔离级别]， SET [SESSION | GLOBAL] TRANSACTION ISOLAT& S N $ &ION LEVEL READ UNCOMMITTED READ COMMITTED | REPEATABLE READ | SER5 [ IALIZABLE。

其中作用于可以是 SESSION 或者 GLOBAL，GLOBAL 是全局的，而 SESSION 只针对当前回话窗口。隔离级别是 READ UNCOMMITTED REA( O /D COMMITTED | REPET 4 ? T D [ c t 8ATABLE READ | SERIALIZABLE 这四种，不区分大小写。

比如下面这个语句的意思是设置全局隔离级别为读提交级别。

mysql> set global transaction isolation level read committed; 

MySQL 中执行事务

事务的执行过9 % F H ^程如下，以 begin 或者 start transaction 开~ p @ ; ? C _ K i始，然后执行一系列操作，最后要执行 commit 操作，事务才算4 A Q H x b V结束。当然，如果进行回滚操作(rollback)/ U ; $ ，事务也会结束。

需要注意的是，bn 2 A n D Megin 命# D s令并不代表事务的开始，事务开始于 begin 命令之后的第一条语句执行的时候。例如下z k ` Z面示例中，select * from xxx 才是事务的开始，

begin;
select * from xxx; 
cod A C ( s } 9 Gmmit; -- 或者 rollback;

另外，通过以下语句可以查询当前有多少事务正在运行。

select * from information_schemar ` + *.innodb_trx;

好了，重点来了，开始分析这几个隔离级别了K ; v。

接下来我会用一张表来做一下验证，表结构简单如下：

CREATE TABLE `user` (
  `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `name` varchar(30) DEFAULT NULL,
  `age` tinyint(4)B K s X Z =  + DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB AU- 5 | 6 M ) HTO_INCRE+ @ ! ) *MENT=2 DB - 9EFAULT C0 8 O 1 # C  gHARSET=uN q ^ ` q S ^tf8

初始只有一条记录：

mysql>} 7 Z e SELECT * FROM user;
+----+-----------------+------+
| id | name            | age  |
+----+-----------------+------+
|  1 | 古时X ? . y的风筝        |    1 |
+----+-----------------+------+

读未提交

MySQL 事务隔离其实是依靠锁来实现的，加锁自然会带来性能的损失。而读未提交隔离级别是不加锁的，所以它的性能是最好的，没有加锁、解锁带来的性能开销。但. ; b Y F k ( y P有利就有弊，这基本上就相当于裸奔啊，所以它连脏读的问题都没办法解决。

任何事务对数据的修改都会第一时间暴露给其他事务，即使事务还没# p A E有提交。

下面来做个简单实验验证一下，首先设置全局隔离级别为读未提交。

set global transaction isolation level read4 # * . , q 4 uncommitted;

设置完成后，只对之后新起的 session 才起作用，对已经启动 sessib C g Q ~ Y D {on 无效。如果用 shell 客户端那就要重新连接 MySQL，如果用 Navicat 那就要创建新的查询窗口。

启动两个事务， r e % 3 z分别为事务A和事务B，在事务A中使用 update 语句，修改 age 的值为10，初始是1 ，在执行完 update 语句之后，在事务B中查询 user 表，会看到 age 的值已经是 10 了，这时候事务A还没有提交，而此时事务B有可能拿着已经修改过的 age=10 去进行其他操作了。在事务B进行操作的过程中，很有可能事务A由于某些原因，进行了事务S ( B t a p回滚操作，那其实事务B得到的就是脏数据了，拿着脏数据去进行其他的计算，那结果肯定也是有问题J X Z u $的o g 0 V。

顺着时间轴往表示两事务中操作的执行顺序，重点看图中 age 字段的值。

读未提交，其实就是可以读到其他事务未提交的数据，但没有办法保证你读到的数据最终一定是提交后的数据，如果中间发生回滚. 0 K，那就会出现脏数据问题，读未提交没办法解决脏数据问题。更别提可重复读和幻读了m B E E $ 3，想都不要想。

读提交

既然读未提交没办C + X l A W法解决脏数据问题，那 L - c I 1 * g ~么就有了读提交。读提交就是一个事务只能读到其他事务已经提交过的数据，也就是其他事务调用 commit 命令之后的数据。那脏数据问题迎刃而解了。

读提交事务隔离级别是大多数流行数据库的默认事务隔离界别，比如 Oracle，但是不是 MySQL 的默认隔离界别。

我们继续来做一下验证，首先把事务隔离级别改为读提交级别。

set global transaction isolation level read coma { +mitted;

之后需要重新打开新的 session 窗口，也就是新的 shell 窗口才可以。

同样开启事务A和事务B两个事务，在事务A中使用 update 语句将 id=1 的记录行X & y I c U 1 j age 字段改为 10。此时，在事{ { 3 4 y o ( i D务B中使用 se% 2 @ 2 D L 9 blect 语句进行查询，我们发现在事务A提交之前，事务B中查询到的记录 age 一直是1，K T 直到事务A提交，此时在事务B中 select 查询，发现 age 的值已经[ : 6 =是 10 了。

这就出现了一个问题，在同一事务中(本例中的事务B)，事务的不同时刻同样的查询条件，查询出来的记录_ h F ] x 7内容是不一样的，事务A的提交影响了事务B的查询结果，这就是不可重复读，也就是读提交隔离级别。

每个 select 语句都有自己的一份快照，而不是一个事务一份，所以在不同的时刻，查询出来的数据~ 3 k L R Z 1可能是不一致的。

读提交解决了脏读的问题，但是无法做到可重复读，也没办法解决幻读。

可重复读

可重复是对比不可重复而言O $ s D b a的，上面说不可重复读是指同一事物不同时刻读到的数据值可能不一致。而可重复读是指，事务不会读到其他事务对已有数据的修改，及. ; w W J ? I # n时其他事务已提交，也就是说，事务开始时读到的已有数据是什么，在事务提交前的任意时刻，这些数据的值都是一样的。但是，对于其他事务新插入的数据是可以读到的，这也就引发了幻读问题。

同样的，需改全局隔离级别为可重复读级别。

set global transaction isolation level repeata` L }ble read;

在这个隔离级别下，启动两个事务，两个事务同时开启。

首先看一下可重复读的效果，事务A启动后修改了数据，并且在事务B之前提交，事务B在事务开始和事务A提交之后两个时间节点都读取的数据相同，已经可以看出可重复读的效果。

可重复读做到N W C A 6 g B {了，这只是针对已有行的更改操作有效，但是对于新插入的行记录，就没这么3 R x幸运了，幻读就这么产生了。我们看一下这个过程：

事务A开始后，执行 update 操作，将 age = 1 的记录的 name 改为“风筝2号”；

事务B开始后，在事务执行完 update 后，执行 insert 操作，插入记录 age =o i l ~1，name = 古时的风筝，这和事务A修改的那条记录值相同，然后提交。

事务B- - K /提交后，事务A中执行 select，查询 age=1 的数据，这时，会发现多了一行，并且发现还有一条 name = 古时的风筝，age = 1 的记录，这其实就是事务B刚刚1 o !插入的Z q D O + q d p h，这就是幻读。

要说明的是，J 3 ^ o ? a当你在 MySQL 中测试幻读的时候，并不会出现上图的结果，幻读并没有发生，MySQL 的可重复读隔离级别其实解决了幻读问题，这会在后面的内容说明

串行化

串行化是4种事务隔离级别中隔离效果最好的，解决了脏读、可q - I , L重复读、幻读的问题，但1 - ; m q k : K m是效果最差，它将事务的执行变为顺序执行，与其他三个隔离级别相比，它就! o 1 9 O相当于单线程，后一个事务的执行必须等待前一个事务结束。

MySQL 中是如何实现事^ b m : U A v务f | c c隔离的

首先说读未提交，它是性能最好，也可以说它是最野蛮的方式V I b ) P R，因为它压根儿就不加锁，所以根本谈不上什么隔离效果，可以理解为没有隔离。

再来说串行化。读的时候加共享锁，也就是其他事务可以并发读，但是不能写。写的时候加排它锁，其他事务不能并发写也不能并发读。

最后说读提交和可重复读。这两种隔离级别是比较复杂的，n j H q j K B既要允许一定的并发，又想要兼顾的解决问题。

实现可/ . S重复读

为了解决不可重复读，或者为了实现可重复读，MySQL 采用了 MVVC (多版本并发控制) 的方式。

我们在数据库表中看到的一行记录可能实际上有多个版本，每个版本的记录除+ L J u Q -了有数据本身外，还要有一个表示版本的字段，记为 row trx_idq ! X t ~ o r b，而这个字段就是使其产生的事务的 id，事务 ID 记为 transaction? O V b id，它在事务开始的时候向事务系统申请，按时间先后顺序递增。

按照上面这张图理解，一行记录现在有 3 个版本_ } Q + _，每一个版本都记录这使其产生的事务 ID，比如事务A的transaction id 是100，那么版本1的r6 ~ ; T Z E T J eow trx_id 就是 100，同理版本2和版本3。

在上面介绍读提交和可重复读的时候都提到了一个词，叫做快照? Q R } ~ -，学名叫做一致; F ) E d !性视图，这也是可重复读和不可重复读的关键，6 J 7 B h ?可重复读是在事务开始的时候生成一个当前事务全! 7 ) F + Q b /局性的快照，而读提交则是每次执行语句的时候都重新生成一次快照。

对于一个快照来说，它能够读到那些版本数据，要遵循以下规则：

1. 当前事务内的更新，可以读到；
2. 版本未提交，不能读到；
3. 版本已提交，但是却在快照创建后提交的，不能读$ 5 r X Z ^ W到；
4. 版g T y本已提交，且是在快照创建s b b前提交的，可以读到；

利用上面的规则，再返回去套用到$ z 9 Z读提交和可重复读的那两张图上Y Z - 2 / ? 5就很清晰了。还是要强调，两者主要的区别就是在快照的创建上，可重复读仅在事务开始是创建一次，而读提交每次执行语句的时候都要重新创建一次。

并发写问题

存在这的情况，两个事务，对同一条数据做修改。最后结果应该是哪个事务的结果呢，肯定要是时间靠后的那个对不对。并且更新之前要先读数据，这里所说的读和上面说到的读不一样，更新之前的读叫做“当前读”，总是当前版本的数据，也就是多版本中最新一次提交的那版。

假设S w _ m O 3事务A执行 update 操作， update 的时候要对所修k O ~ B改的行加行锁，这个行锁会在提交之后2 T R n _ f D才释放。而在事务A提交之前，事务B也想 update 这行数据，D g , ~ K U V % ]于是申请行锁，但是由于已经被事务AT q 4 z +占有，事务B是申请不到的，此时，事务B就会一直处于等待状态，直到事务A提交，事G . L t n U 7 . p务B才能继续执行，如果事务A的时间太长，那么事务B很有可能出现超时异常。如下图所示。

加锁的过程要分有索引和无索引两种情况，比如下面这条语句

update user set age=11i G - C L X where id = 1

id 是这& ? f . )张表的主键，是有索引的情况，那么 MySQL 直接就在索引数中找到了这行数据，然后干净利落的加上行锁就可以了。

而下面这条语句

updaR { u J k S Fte user set age=11 where age=10

表中并没有为 age 字段设置索引，所以， MySQL( ] X x = n P 无法直接定位到Z q T 1这行数据。那怎么办呢，当然也不是加表锁了。MySQL 会为这张表中所有行加行锁，没错，是所有行。但是呢，在加上行锁后，MySQL 会进行一遍过滤，发现不满足的行就释放锁，最终只留下符合条件的行。虽然最终只为符合条件的行加了锁，但是这一锁一释放的过程对性能也是影响极大的。所以，如果是大表的话，U ! B L :建议合理设计索引，如果真的出现这种情况，那很难保k @ @ | S k o B M证并发度。

解决幻读

上面介绍可重复读的时候，那张图里标示着出现幻读的地方实际上在 My7 m YSQL 中并不会出现，MySQL7 b b n r o 已经在可重复读隔离级别下解决了幻读的问题。

前面刚说了并发写问题的解决方式就是行锁，而解决幻读用的也是锁，叫做间隙锁，MySQL 把行锁和间2 N /隙锁合并在一起，解决了并发写和幻读的问题，这个锁叫做 Next-Key锁。

假设现在表中有两条记录，并且 age 字段已经添加了索引，两条记录 age 的值分别为( V , : 10 和 30。

此时，在数据库中会为索引维护一套B+树，用来快速定位行记录。B+索引树是有序的，所以会把这张表的索引分割成几个区间。

如图所示，分成了3 个区间，(负无穷,10]、(10,30]、(30,正D o I L无穷]，在这3个区间是可以加间隙锁的。

之后，我用下面的两个事务演示一i 7 %下加锁过程。

在事务A提交之前，事务B的插入操作只能等待，这就是间隙锁起得作用。当事务A执行update user set n} - -ame=\'风筝2号’ where age = 10; 的时候，由于条件 w9 ` K - ; [ u mhere age = 10 ，数据库不仅在 age =1n 2 b0 的行上添加了行锁，而且在这条记录的两边，也就是(负无穷,10]、(10,30]这两个区间加了E R k间隙锁P I ~ 2 7 F ^，从而导致事务B插入操作无法完成g l T d，只能等待事务A提交。不仅插入 age =q + W = X S 0 r 1` o S . ( Y K0 的记3 | p J K F L +录需要等待事务A提交，age<10、10<age<30 的记录页无法完成，而大于等于30的记录则不受影响，这足以解决幻读问题了。

这是有索引的情况，如果 age 不是索引列，那么数据库会为整个表加上间隙锁。所以，如果是没有索A ~ F ^ G /引的话，不管 age 是否大于等于30，都要等待事务A提交才可以成功插入。

总结

MySQL 的 InnoDB 引擎才支持事务，其中可重复读是默认的隔离l O M o e I R =级别。

读未提交和串行化基本上是不需要考虑的隔离级别，前者不加锁限制，后者相当于单线程执行，效率太差。

读提交解决了脏读问题，行锁解决了并发更新的问题。并且 MySQL 在可重复读级别解决了幻读问题，1 ` h C ` # w是通过行锁和间隙锁的组合 Next-Key 锁实H } T p N L r { 现的。

来源：掘金 链接：htt, W - bps://juejin.im/post/5e81fcbae51d4546bb] q 2 S * s [6f33e8