事务是由 MySQL 的引擎来实现的，我们常见的 InnoDB 引擎它是支持事务的。不过并不是所有的引擎都能支持事务，比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事务，也正是这样，所以大多数 MySQL 的引擎都是用 InnoDB。事务看起来感觉简单，但是要实现事务必须要遵守 4 个特性，分别如下：
MySQL 服务端是允许多个客户端连接的，这意味着 MySQL 会出现同时处理多个事务的情况。那么在同时处理多个事务的时候，就可能出现脏读（dirty read）、不可重复读（non-repeatable read）、幻读（phantom read）的问题。接下来，通过举例子给大家说明，这些问题是如何发生的。
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」，就意味着发生了「脏读」现象。举个栗子。假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理，事务 A 先开始从数据库中读取小林的余额数据，然后再执行更新操作，如果此时事务 A 还没有提交事务，而此时正好事务 B 也从数据库中读取小林的余额数据，那么事务 B 读取到的余额数据是刚才事务 A 更新后的数据，即使没有提交事务。因为事务 A 是还没提交事务的，也就是它随时可能发生回滚操作，如果在上面这种情况事务 A 发生了回滚，那么事务 B 刚才得到的数据就是过期的数据，这种现象就被称为脏读。
不可重复读
在一个事务内多次读取同一个数据，如果出现前后两次读到的数据不一样的情况，就意味着发生了「不可重复读」现象。举个栗子。假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理，事务 A 先开始从数据库中读取小林的余额数据，然后继续执行代码逻辑处理，在这过程中如果事务 B 更新了这条数据，并提交了事务，那么当事务 A 再次读取该数据时，就会发现前后两次读到的数据是不一致的，这种现象就被称为不可重复读。
幻读
在一个事务内多次查询某个符合查询条件的「记录数量」，如果出现前后两次查询到的记录数量不一样的情况，就意味着发生了「幻读」现象。举个栗子。假设有 A 和 B 这两个事务同时在处理，事务 A 先开始从数据库查询账户余额大于 100 万的记录，发现共有 5 条，然后事务 B 也按相同的搜索条件也是查询出了 5 条记录。接下来，事务 A 插入了一条余额超过 100 万的账号，并提交了事务，此时数据库超过 100 万余额的账号个数就变为 6。然后事务 B 再次查询账户余额大于 100 万的记录，此时查询到的记录数量有 6 条，发现和前一次读到的记录数量不一样了，就感觉发生了幻觉一样，这种现象就被称为幻读。
所以，要解决脏读现象，就要升级到「读提交」以上的隔离级别；要解决不可重复读现象，就要升级到「可重复读」的隔离级别。不过，要解决幻读现象不建议将隔离级别升级到「串行化」，因为这样会导致数据库在并发事务时性能很差。InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」，但是它通过next-key lock 锁（行锁和间隙锁的组合）来锁住记录之间的“间隙”和记录本身，防止其他事务在这个记录之间插入新的记录，这样就避免了幻读现象。接下里，举个具体的例子来说明这四种隔离级别，有一张账户余额表，里面有一条记录：然后有两个并发的事务，事务 A 只负责查询余额，事务 B 则会将我的余额改成 200 万，下面是按照时间顺序执行两个事务的行为：在不同隔离级别下，事务 A 执行过程中查询到的余额可能会不同：
在「读未提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，虽然没有提交事务，但是此时的余额已经可以被事务 A 看见了，于是事务 A 中余额 V1 查询的值是 200 万，余额 V2、V3 自然也是 200 万了；
在「读提交」隔离级别下，事务 B 修改余额后，因为没有提交事务，所以事务 A 中余额 V1 的值还是 100 万，等事务 B 提交完后，最新的余额数据才能被事务 A 看见，因此额 V2、V3 都是 200 万；
在「可重复读」隔离级别下，事务 A 只能看见启动事务时的数据，所以余额 V1、余额 V2 的值都是 100 万，当事务 A 提交事务后，就能看见最新的余额数据了，所以余额 V3 的值是 200 万；
在「串行化」隔离级别下，事务 B 在执行将余额 100 万修改为 200 万时，由于此前事务 A 执行了读操作，这样就发生了读写冲突，于是就会被锁住，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，余额 V1、V2 的值是 100 万，余额 V3 的值是 200万。
了解完这两个知识点后，就可以跟大家说说可重复读隔离级别是如何实现的。假设事务 A 和 事务 B 差不多同一时刻启动，那这两个事务创建的 Read View 如下：事务 A 和 事务 B 的 Read View 具体内容如下：
在事务 A 的 Read View 中，它的事务 id 是 51，由于与事务 B 同时启动，所以此时活跃的事务的事务 id 列表是 51 和 52，活跃的事务 id 中最小的事务 id 是事务 A 本身，下一个事务 id 应该是 53。
在事务 B 的 Read View 中，它的事务 id 是 52，由于与事务 A 同时启动，所以此时活跃的事务的事务 id 列表是 51 和 52，活跃的事务 id 中最小的事务 id 是事务 A，下一个事务 id 应该是 53。
然后让事务 A 去读账户余额为 100 万的记录，在找到记录后，它会先看这条记录的 trx_id，此时发现 trx_id 为 50，通过和事务 A 的 Read View 的 m_ids 字段发现，该记录的事务 id 并不在活跃事务的列表中，并且小于事务 A 的事务 id，这意味着，这条记录的事务早就在事务 A 前提交过了，所以该记录对事务 A 可见，也就是事务 A 可以获取到这条记录。接着，事务 B 通过 update 语句将这条记录修改了，将小林的余额改成 200 万，这时 MySQL 会记录相应的 undo log，并以链表的方式串联起来，形成版本链，如下图：你可以在上图的「记录字段」看到，由于事务 B 修改了该记录，以前的记录就变成旧版本记录了，于是最新记录和旧版本记录通过链表的方式串起来，而且最新记录的 trx_id 是事务 B 的事务 id。然后如果事务 A 再次读取该记录，发现这条记录的 trx_id 为 52，比自己的事务 id 还大，并且比下一个事务 id 53 小，这意味着，事务 A 读到是和自己同时启动事务的事务 B 修改的数据，这时事务 A 并不会读取这条记录，而是沿着 undo log 链条往下找旧版本的记录，直到找到 trx_id 等于或者小于事务 A 的事务 id 的第一条记录，所以事务 A 再一次读取到 trx_id 为 50 的记录，也就是小林余额是 100 万的这条记录。「可重复读」隔离级别就是在启动时创建了 Read View，然后在事务期间读取数据的时候，在找到数据后，先会将该记录的 trx_id 和该事务的 Read View 里的字段做个比较：
「读提交」隔离级别是在每个 select 都会生成一个新的 Read View，也意味着，事务期间的多次读取同一条数据，前后两次读的数据可能会出现不一致，因为可能这期间另外一个事务修改了该记录，并提交了事务。那读提交隔离级别是怎么实现呢？我们还是以前面的例子来聊聊。假设事务 A 和 事务 B 差不多同一时刻启动，然后事务 B 将小林的账户余额修改成了 200 万，但是事务 B 还未提交，这时事务 A 读到的数据，应该还是小林账户余额为 100 万的数据，那具体怎么做到的呢？事务 A 在找到小林这条记录时，会看这条记录的 trx_id，发现和事务 A 的 Read View 中的 creator_trx_id 要大，而且还在 m_ids 列表里，说明这条记录被事务 B 修改过，而且还可以知道事务 B 并没有提交事务，因为如果提交了事务，那么这条记录的 trx_id 就不会在 m_ids 列表里。因此，事务 A 不能读取该记录，而是沿着 undo log 链条往下找。当事务 B 修改数据并提交了事务后，这时事务 A 读到的数据，就是小林账户余额为 200 万的数据，那具体怎么做到的呢？事务 A 在找到小林这条记录时，会看这条记录的 trx_id，发现和事务 A 的 Read View 中的 creator_trx_id 要大，而且不在 m_ids 列表里，说明该记录的 trx_id 的事务是已经提交过的了，于是事务 A 就可以读取这条记录，这也就是所谓的读已提交机制。
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