大家好，我是小林。

之前寫過一篇 MySQL 的 MVCC 的工作原理，最近有讀者在網(wǎng)站上學習的時候，評論區(qū)指出了一些問題。

而這個知識點很重要，面試太常問了，所以，我就重寫了這篇文章!開車!

正文

這是我的錢包，共有 100 萬元。

今天我心情好，我決定給你的轉(zhuǎn)賬 100 萬，最后的結(jié)果肯定是我的余額變?yōu)?0 元，你的余額多了 100 萬元，是不是想到就很開心?

轉(zhuǎn)賬這一動作在程序里會涉及到一系列的操作，假設我向你轉(zhuǎn)賬 100 萬的過程是有下面這幾個步驟組成的：

可以看到這個轉(zhuǎn)賬的過程涉及到了兩次修改數(shù)據(jù)庫的操作。

假設在執(zhí)行第三步驟之后，服務器忽然掉電了，就會發(fā)生一個蛋疼的事情，我的賬戶扣了 100 萬，但是錢并沒有到你的賬戶上，也就是說這 100 萬消失了!

要解決這個問題，就要保證轉(zhuǎn)賬業(yè)務里的所有數(shù)據(jù)庫的操作是不可分割的，要么全部執(zhí)行成功 ，要么全部失敗，不允許出現(xiàn)中間狀態(tài)的數(shù)據(jù)。

數(shù)據(jù)庫中的「事務(Transaction)」就能達到這樣的效果。

我們在轉(zhuǎn)賬操作前先開啟事務，等所有數(shù)據(jù)庫操作執(zhí)行完成后，才提交事務，對于已經(jīng)提交的事務來說，該事務對數(shù)據(jù)庫所做的修改將永久生效，如果中途發(fā)生發(fā)生中斷或錯誤，那么該事務期間對數(shù)據(jù)庫所做的修改將會被回滾到?jīng)]執(zhí)行該事務之前的狀態(tài)。

事務有哪些特性?

事務是由 MySQL 的引擎來實現(xiàn)的，我們常見的 InnoDB 引擎它是支持事務的。

不過并不是所有的引擎都能支持事務，比如 MySQL 原生的 MyISAM 引擎就不支持事務，也正是這樣，所以大多數(shù) MySQL 的引擎都是用 InnoDB。

事務看起來感覺簡單，但是要實現(xiàn)事務必須要遵守 4 個特性，分別如下：

• 原子性(Atomicity)：一個事務中的所有操作，要么全部完成，要么全部不完成，不會結(jié)束在中間某個環(huán)節(jié)，而且事務在執(zhí)行過程中發(fā)生錯誤，會被回滾到事務開始前的狀態(tài)，就像這個事務從來沒有執(zhí)行過一樣;
• 一致性(Consistency)：數(shù)據(jù)庫的完整性不會因為事務的執(zhí)行而受到破壞，比如表中有一個字段為姓名，它有唯一約束，也就是表中姓名不能重復，如果一個事務對姓名字段進行了修改，但是在事務提交后，表中的姓名變得非唯一性了，這就破壞了事務的一致性要求，這時數(shù)據(jù)庫就要撤銷該事務，返回初始化的狀態(tài)。
• 隔離性(Isolation)：數(shù)據(jù)庫允許多個并發(fā)事務同時對其數(shù)據(jù)進行讀寫和修改的能力，隔離性可以防止多個事務并發(fā)執(zhí)行時由于交叉執(zhí)行而導致數(shù)據(jù)的不一致。
• 持久性(Durability)：事務處理結(jié)束后，對數(shù)據(jù)的修改就是永久的，即便系統(tǒng)故障也不會丟失。

InnoDB 引擎通過什么技術(shù)來保證事務的這四個特性的呢?

• 持久性是通過 redo log (重做日志)來保證的;
• 原子性是通過 undo log(回滾日志) 來保證的;
• 隔離性是通過 MVCC(多版本并發(fā)控制) 或鎖機制來保證的;
• 一致性則是通過持久性+原子性+隔離性來保證;

這次將重點介紹事務的隔離性，這也是面試時最常問的知識的點。

為什么事務要有隔離性，我們就要知道并發(fā)事務時會引發(fā)什么問題。

并行事務會引發(fā)什么問題?

MySQL 服務端是允許多個客戶端連接的，這意味著 MySQL 會出現(xiàn)同時處理多個事務的情況。

那么在同時處理多個事務的時候，就可能出現(xiàn)臟讀(dirty read)、不可重復讀(non-repeatable read)、幻讀(phantom read)的問題。

接下來，通過舉例子給大家說明，這些問題是如何發(fā)生的。

臟讀

如果一個事務「讀到」了另一個「未提交事務修改過的數(shù)據(jù)」，就意味著發(fā)生了「臟讀」現(xiàn)象。

舉個栗子。

假設有 A 和 B 這兩個事務同時在處理，事務 A 先開始從數(shù)據(jù)庫中讀取小林的余額數(shù)據(jù)，然后再執(zhí)行更新操作，如果此時事務 A 還沒有提交事務，而此時正好事務 B 也從數(shù)據(jù)庫中讀取小林的余額數(shù)據(jù)，那么事務 B 讀取到的余額數(shù)據(jù)是剛才事務 A 更新后的數(shù)據(jù)，即使沒有提交事務。

因為事務 A 是還沒提交事務的，也就是它隨時可能發(fā)生回滾操作，如果在上面這種情況事務 A 發(fā)生了回滾，那么事務 B 剛才得到的數(shù)據(jù)就是過期的數(shù)據(jù)，這種現(xiàn)象就被稱為臟讀。

不可重復讀

在一個事務內(nèi)多次讀取同一個數(shù)據(jù)，如果出現(xiàn)前后兩次讀到的數(shù)據(jù)不一樣的情況，就意味著發(fā)生了「不可重復讀」現(xiàn)象。

舉個栗子。

假設有 A 和 B 這兩個事務同時在處理，事務 A 先開始從數(shù)據(jù)庫中讀取小林的余額數(shù)據(jù)，然后繼續(xù)執(zhí)行代碼邏輯處理，在這過程中如果事務 B 更新了這條數(shù)據(jù)，并提交了事務，那么當事務 A 再次讀取該數(shù)據(jù)時，就會發(fā)現(xiàn)前后兩次讀到的數(shù)據(jù)是不一致的，這種現(xiàn)象就被稱為不可重復讀。

幻讀

在一個事務內(nèi)多次查詢某個符合查詢條件的「記錄數(shù)量」，如果出現(xiàn)前后兩次查詢到的記錄數(shù)量不一樣的情況，就意味著發(fā)生了「幻讀」現(xiàn)象。

舉個栗子。

假設有 A 和 B 這兩個事務同時在處理，事務 A 先開始從數(shù)據(jù)庫查詢賬戶余額大于 100 萬的記錄，發(fā)現(xiàn)共有 5 條，然后事務 B 也按相同的搜索條件也是查詢出了 5 條記錄。

接下來，事務 A 插入了一條余額超過 100 萬的賬號，并提交了事務，此時數(shù)據(jù)庫超過 100 萬余額的賬號個數(shù)就變?yōu)?6。

然后事務 B 再次查詢賬戶余額大于 100 萬的記錄，此時查詢到的記錄數(shù)量有 6 條，發(fā)現(xiàn)和前一次讀到的記錄數(shù)量不一樣了，就感覺發(fā)生了幻覺一樣，這種現(xiàn)象就被稱為幻讀。

事務的隔離級別有哪些?

前面我們提到，當多個事務并發(fā)執(zhí)行時可能會遇到「臟讀、不可重復讀、幻讀」的現(xiàn)象，這些現(xiàn)象會對事務的一致性產(chǎn)生不同程序的影響。

• 臟讀：讀到其他事務未提交的數(shù)據(jù);
• 不可重復讀：前后讀取的數(shù)據(jù)不一致;
• 幻讀：前后讀取的記錄數(shù)量不一致。

這三個現(xiàn)象的嚴重性排序如下：

SQL 標準提出了四種隔離級別來規(guī)避這些現(xiàn)象，隔離級別越高，性能效率就越低，這四個隔離級別如下：

• 讀未提交(read uncommitted)，指一個事務還沒提交時，它做的變更就能被其他事務看到;
• 讀提交(read committed)，指一個事務提交之后，它做的變更才能被其他事務看到;
• 可重復讀(repeatable read)，指一個事務執(zhí)行過程中看到的數(shù)據(jù)，一直跟這個事務啟動時看到的數(shù)據(jù)是一致的，MySQL InnoDB 引擎的默認隔離級別;
• 串行化(serializable );會對記錄加上讀寫鎖，在多個事務對這條記錄進行讀寫操作時，如果發(fā)生了讀寫沖突的時候，后訪問的事務必須等前一個事務執(zhí)行完成，才能繼續(xù)執(zhí)行;

按隔離水平高低排序如下：

針對不同的隔離級別，并發(fā)事務時可能發(fā)生的現(xiàn)象也會不同。

也就是說：

• 在「讀未提交」隔離級別下，可能發(fā)生臟讀、不可重復讀和幻讀現(xiàn)象;
• 在「讀提交」隔離級別下，可能發(fā)生不可重復讀和幻讀現(xiàn)象，但是不可能發(fā)生臟讀現(xiàn)象;
• 在「可重復讀」隔離級別下，可能發(fā)生幻讀現(xiàn)象，但是不可能臟讀和不可重復讀現(xiàn)象;
• 在「串行化」隔離級別下，臟讀、不可重復讀和幻讀現(xiàn)象都不可能會發(fā)生。

所以，要解決臟讀現(xiàn)象，就要升級到「讀提交」以上的隔離級別;要解決不可重復讀現(xiàn)象，就要升級到「可重復讀」的隔離級別。

不過，要解決幻讀現(xiàn)象不建議將隔離級別升級到「串行化」，因為這樣會導致數(shù)據(jù)庫在并發(fā)事務時性能很差。

InnoDB 引擎的默認隔離級別雖然是「可重復讀」，但是它通過next-key lock 鎖(行鎖和間隙鎖的組合)來鎖住記錄之間的“間隙”和記錄本身，防止其他事務在這個記錄之間插入新的記錄，這樣就避免了幻讀現(xiàn)象。

接下里，舉個具體的例子來說明這四種隔離級別，有一張賬戶余額表，里面有一條記錄：

然后有兩個并發(fā)的事務，事務 A 只負責查詢余額，事務 B 則會將我的余額改成 200 萬，下面是按照時間順序執(zhí)行兩個事務的行為：

在不同隔離級別下，事務 A 執(zhí)行過程中查詢到的余額可能會不同：

• 在「讀未提交」隔離級別下，事務 B 修改余額后，雖然沒有提交事務，但是此時的余額已經(jīng)可以被事務 A 看見了，于是事務 A 中余額 V1 查詢的值是 200 萬，余額 V2、V3 自然也是 200 萬了;
• 在「讀提交」隔離級別下，事務 B 修改余額后，因為沒有提交事務，所以事務 A 中余額 V1 的值還是 100 萬，等事務 B 提交完后，最新的余額數(shù)據(jù)才能被事務 A 看見，因此額 V2、V3 都是 200 萬;
• 在「可重復讀」隔離級別下，事務 A 只能看見啟動事務時的數(shù)據(jù)，所以余額 V1、余額 V2 的值都是 100 萬，當事務 A 提交事務后，就能看見最新的余額數(shù)據(jù)了，所以余額 V3 的值是 200 萬;
• 在「串行化」隔離級別下，事務 B 在執(zhí)行將余額 100 萬修改為 200 萬時，由于此前事務 A 執(zhí)行了讀操作，這樣就發(fā)生了讀寫沖突，于是就會被鎖住，直到事務 A 提交后，事務 B 才可以繼續(xù)執(zhí)行，所以從 A 的角度看，余額 V1、V2 的值是 100 萬，余額 V3 的值是 200萬。

這四種隔離級別具體是如何實現(xiàn)的呢?

• 對于「讀未提交」隔離級別的事務來說，因為可以讀到未提交事務修改的數(shù)據(jù)，所以直接讀取最新的數(shù)據(jù)就好了;
• 對于「串行化」隔離級別的事務來說，通過加讀寫鎖的方式來避免并行訪問;
• 對于「讀提交」和「可重復讀」隔離級別的事務來說，它們是通過 Read View 來實現(xiàn)的，它們的區(qū)別在于創(chuàng)建 Read View 的時機不同，大家可以把 Read View 理解成一個數(shù)據(jù)快照，就像相機拍照那樣，定格某一時刻的風景?！缸x提交」隔離級別是在「每個語句執(zhí)行前」都會重新生成一個 Read View，而「可重復讀」隔離級別是「啟動事務時」生成一個 Read View，然后整個事務期間都在用這個 Read View。

注意，執(zhí)行「開始事務」命令，并不意味著啟動了事務。在 MySQL 有兩種開啟事務的命令，分別是：

• 第一種：begin/start transaction 命令;
• 第二種：start transaction with consistent snapshot 命令;

這兩種開啟事務的命令，事務的啟動時機是不同的：

• 執(zhí)行了 begin/start transaction 命令后，并不代表事務啟動了。只有在執(zhí)行這個命令后，執(zhí)行了增刪查改操作的 SQL 語句，才是事務真正啟動的時機;
• 執(zhí)行了 start transaction with consistent snapshot 命令，就會馬上啟動事務。

接下來詳細說下，Read View 在 MVCC 里如何工作的?

Read View 在 MVCC 里如何工作的?

我們需要了解兩個知識：

• Read View 中四個字段作用;
• 聚簇索引記錄中兩個跟事務有關(guān)的隱藏列;

那 Read View 到底是個什么東西?

Read View 有四個重要的字段：

• m_ids ：指的是在創(chuàng)建 Read View 時，當前數(shù)據(jù)庫中「活躍事務」的事務 id 列表，注意是一個列表，“活躍事務”指的就是，啟動了但還沒提交的事務。
• min_trx_id ：指的是在創(chuàng)建 Read View 時，當前數(shù)據(jù)庫中「活躍事務」中事務 id 最小的事務，也就是 m_ids 的最小值。
• max_trx_id ：這個并不是 m_ids 的最大值，而是創(chuàng)建 Read View 時當前數(shù)據(jù)庫中應該給下一個事務的 id 值，也就是「活躍事務」中事務 id 最大值 + 1;
• creator_trx_id ：指的是創(chuàng)建該 Read View 的事務的事務 id。

知道了 Read View 的字段，我們還需要了解聚簇索引記錄中的兩個隱藏列。

假設在賬戶余額表插入一條小林余額為 100 萬的記錄，然后我把這兩個隱藏列也畫出來，該記錄的整個示意圖如下：

對于使用 InnoDB 存儲引擎的數(shù)據(jù)庫表，它的聚簇索引記錄中都包含下面兩個隱藏列：

• trx_id，當一個事務對某條聚簇索引記錄進行改動時，就會把該事務的事務 id 記錄在 trx_id 隱藏列里;
• roll_pointer，每次對某條聚簇索引記錄進行改動時，都會把舊版本的記錄寫入到 undo 日志中，然后這個隱藏列是個指針，指向每一個舊版本記錄，于是就可以通過它找到修改前的記錄。

在創(chuàng)建 Read View 后，我們可以將記錄中的 trx_id 劃分這三種情況：

一個事務去訪問記錄的時候，除了自己的更新記錄總是可見之外，還有這幾種情況：

• 如果記錄的 trx_id 值小于 Read View 中的 min_trx_id 值，表示這個版本的記錄是在創(chuàng)建 Read View 前已經(jīng)提交的事務生成的，所以該版本的記錄對當前事務可見。
• 如果記錄的 trx_id 值大于等于 Read View 中的 max_trx_id 值，表示這個版本的記錄是在創(chuàng)建 Read View 后才啟動的事務生成的，所以該版本的記錄對當前事務不可見。
• 如果記錄的 trx_id 值在 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之間，需要判斷 trx_id 是否在 m_ids 列表中：

如果記錄的 trx_id 在 m_ids 列表中，表示生成該版本記錄的活躍事務依然活躍著(還沒提交事務)，所以該版本的記錄對當前事務不可見。

如果記錄的 trx_id 不在 m_ids 列表中，表示生成該版本記錄的活躍事務已經(jīng)被提交，所以該版本的記錄對當前事務可見。

這種通過「版本鏈」來控制并發(fā)事務訪問同一個記錄時的行為就叫 MVCC(多版本并發(fā)控制)。

可重復讀是如何工作的?

可重復讀隔離級別是啟動事務時生成一個 Read View，然后整個事務期間都在用這個 Read View。

假設事務 A (事務 id 為51)啟動后，緊接著事務 B (事務 id 為52)也啟動了，那這兩個事務創(chuàng)建的 Read View 如下：

事務 A 和 事務 B 的 Read View 具體內(nèi)容如下：

• 在事務 A 的 Read View 中，它的事務 id 是 51，由于它是第一個啟動的事務，所以此時活躍事務的事務 id 列表就只有 51，活躍事務的事務 id 列表中最小的事務 id 是事務 A 本身，下一個事務 id 則是 52。
• 在事務 B 的 Read View 中，它的事務 id 是 52，由于事務 A 是活躍的，所以此時活躍事務的事務 id 列表是 51 和 52，活躍的事務 id 中最小的事務 id 是事務 A，下一個事務 id 應該是 53。

接著，在可重復讀隔離級別下，事務 A 和事務 B 按順序執(zhí)行了以下操作：

• 事務 B 讀取小林的賬戶余額記錄，讀到余額是 100 萬;
• 事務 A 將小林的賬戶余額記錄修改成 200 萬，并沒有提交事務;
• 事務 B 讀取小林的賬戶余額記錄，讀到余額還是 100 萬;
• 事務 A 提交事務;
• 事務 B 讀取小林的賬戶余額記錄，讀到余額依然還是 100 萬;

接下來，跟大家具體分析下。

事務 B 第一次讀小林的賬戶余額記錄，在找到記錄后，它會先看這條記錄的 trx_id，此時發(fā)現(xiàn) trx_id 為 50，比事務 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值(51)還小，這意味著修改這條記錄的事務早就在事務 B 啟動前提交過了，所以該版本的記錄對事務 B 可見的，也就是事務 B 可以獲取到這條記錄。

接著，事務 A 通過 update 語句將這條記錄修改了(還未提交事務)，將小林的余額改成 200 萬，這時 MySQL 會記錄相應的 undo log，并以鏈表的方式串聯(lián)起來，形成版本鏈，如下圖：

你可以在上圖的「記錄的字段」看到，由于事務 A 修改了該記錄，以前的記錄就變成舊版本記錄了，于是最新記錄和舊版本記錄通過鏈表的方式串起來，而且最新記錄的 trx_id 是事務 A 的事務 id(trx_id = 51)。

然后事務 B 第二次去讀取該記錄，發(fā)現(xiàn)這條記錄的 trx_id 值為 51，在事務 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之間，則需要判斷 trx_id 值是否在 m_ids 范圍內(nèi)，判斷的結(jié)果是在的，那么說明這條記錄是被還未提交的事務修改的，這時事務 B 并不會讀取這個版本的記錄。而是沿著 undo log 鏈條往下找舊版本的記錄，直到找到 trx_id 「小于」事務 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一條記錄，所以事務 B 能讀取到的是 trx_id 為 50 的記錄，也就是小林余額是 100 萬的這條記錄。

最后，當事物 A 提交事務后，由于隔離級別時「可重復讀」，所以事務 B 再次讀區(qū)記錄時，還是基于啟動事務時創(chuàng)建的 Read View 來判斷當前版本的記錄是否可見。所以，即使事物 A 將小林余額修改為 200 萬并提交了事務， 事務 B 第三次讀取記錄時，讀到的記錄都是小林余額是 100 萬的這條記錄。

就是通過這樣的方式實現(xiàn)了，「可重復讀」隔離級別下在事務期間讀到的記錄都是事務啟動前的記錄。

讀提交是如何工作的?

讀提交隔離級別是在每次讀取數(shù)據(jù)時，都會生成一個新的 Read View。

也意味著，事務期間的多次讀取同一條數(shù)據(jù)，前后兩次讀的數(shù)據(jù)可能會出現(xiàn)不一致，因為可能這期間另外一個事務修改了該記錄，并提交了事務。

那讀提交隔離級別是怎么工作呢?我們還是以前面的例子來聊聊。

假設事務 A (事務 id 為51)啟動后，緊接著事務 B (事務 id 為52)也啟動了，接著按順序執(zhí)行了以下操作：

• 事務 B 讀取數(shù)據(jù)(創(chuàng)建 Read View)，小林的賬戶余額為 100 萬;
• 事務 A 修改數(shù)據(jù)(還沒提交事務)，將小林的賬戶余額從 100 萬修改成了 200 萬;
• 事務 B 讀取數(shù)據(jù)(創(chuàng)建 Read View)，小林的賬戶余額為 100 萬;
• 事務 A 提交事務;
• 事務 B 讀取數(shù)據(jù)(創(chuàng)建 Read View)，小林的賬戶余額為 200 萬;

那具體怎么做到的呢?我們重點看事務 B 每次讀取數(shù)據(jù)時創(chuàng)建的 Read View。前兩次 事務 B 讀取數(shù)據(jù)時創(chuàng)建的 Read View 如下圖：

我們來分析下為什么事務 B 第二次讀數(shù)據(jù)時，讀不到事務 A (還未提交事務)修改的數(shù)據(jù)?

事務 B 在找到小林這條記錄時，會看這條記錄的 trx_id 是 51，在事務 B 的 Read View 的 min_trx_id 和 max_trx_id 之間，接下來需要判斷 trx_id 值是否在 m_ids 范圍內(nèi)，判斷的結(jié)果是在的，那么說明這條記錄是被還未提交的事務修改的，這時事務 B 并不會讀取這個版本的記錄。而是，沿著 undo log 鏈條往下找舊版本的記錄，直到找到 trx_id 「小于」事務 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值的第一條記錄，所以事務 B 能讀取到的是 trx_id 為 50 的記錄，也就是小林余額是 100 萬的這條記錄。

我們來分析下為什么事務 A 提交后，事務 B 就可以讀到事務 A 修改的數(shù)據(jù)?

在事務 A 提交后，由于隔離級別是「讀提交」，所以事務 B 在每次讀數(shù)據(jù)的時候，會重新創(chuàng)建 Read View，此時事務 B 第三次讀取數(shù)據(jù)時創(chuàng)建的 Read View 如下：

[外鏈圖片轉(zhuǎn)存失敗,源站可能有防盜鏈機制,建議將圖片保存下來直接上傳(img-NhC5bZpC-1648719236189)(https://cdn.jsdelivr.net/gh/xiaolincoder/ImageHost4@main/mysql/事務隔離/讀提交事務2.drawio.png)]

事務 B 在找到小林這條記錄時，會發(fā)現(xiàn)這條記錄的 trx_id 是 51，比事務 B 的 Read View 中的 min_trx_id 值(52)還小，這意味著修改這條記錄的事務早就在創(chuàng)建 Read View 前提交過了，所以該版本的記錄對事務 B 是可見的。

正是因為在讀提交隔離級別下，事務每次讀數(shù)據(jù)時都重新創(chuàng)建 Read View，那么在事務期間的多次讀取同一條數(shù)據(jù)，前后兩次讀的數(shù)據(jù)可能會出現(xiàn)不一致，因為可能這期間另外一個事務修改了該記錄，并提交了事務。

總結(jié)

事務是在 MySQL 引擎層實現(xiàn)的，我們常見的 InnoDB 引擎是支持事務的，事務的四大特性是原子性、一致性、隔離性、持久性，我們這次主要講的是隔離性。

當多個事務并發(fā)執(zhí)行的時候，會引發(fā)臟讀、不可重復讀、幻讀這些問題，那為了避免這些問題，SQL 提出了四種隔離級別，分別是讀未提交、讀已提交、可重復讀、串行化，從左往右隔離級別順序遞增，隔離級別越高，意味著性能越差，InnoDB 引擎的默認隔離級別是可重復讀。

要解決臟讀現(xiàn)象，就要將隔離級別升級到讀已提交以上的隔離級別，要解決不可重復讀現(xiàn)象，就要將隔離級別升級到可重復讀以上的隔離級別。

而對于幻讀現(xiàn)象，不建議將隔離級別升級為串行化，因為這會導致數(shù)據(jù)庫并發(fā)時性能很差。InnoDB 引擎的默認隔離級別雖然是「可重復讀」，但是它通過 next-key lock 鎖(行鎖+間隙鎖的組合)來鎖住記錄之間的“間隙”和記錄本身，防止其他事務在這個記錄之間插入新的記錄，這樣就避免了幻讀現(xiàn)象。

• 對于「讀提交」和「可重復讀」隔離級別的事務來說，它們是通過 **Read View **來實現(xiàn)的，它們的區(qū)別在于創(chuàng)建 Read View 的時機不同：
• 「讀提交」隔離級別是在每個 select 都會生成一個新的 Read View，也意味著，事務期間的多次讀取同一條數(shù)據(jù)，前后兩次讀的數(shù)據(jù)可能會出現(xiàn)不一致，因為可能這期間另外一個事務修改了該記錄，并提交了事務。

「可重復讀」隔離級別是啟動事務時生成一個 Read View，然后整個事務期間都在用這個 Read View，這樣就保證了在事務期間讀到的數(shù)據(jù)都是事務啟動前的記錄。

這兩個隔離級別實現(xiàn)是通過「事務的 Read View 里的字段」和「記錄中的兩個隱藏列」的比對，來控制并發(fā)事務訪問同一個記錄時的行為，這就叫 MVCC(多版本并發(fā)控制)。

在可重復讀隔離級別中，普通的 select 語句就是基于 MVCC 實現(xiàn)的快照讀，也就是不會加鎖的。而 select .. for update 語句就不是快照讀了，而是當前讀了，也就是每次讀都是拿到最新版本的數(shù)據(jù)，但是它會對讀到的記錄加上 next-key lock 鎖。