Sql请求的过程
优化器：你以为你的sql就是你的sql？
事务
原子性
一致性
持久性
隔离性
隔离性
WHY
脏读
原因
因为其他事务回滚导致的
读到了并一定最终存在的数据，这就是脏读。如：
1.事务A改变了订单表的某条数据的订单状态为“已发货”
2.事务B获取该条数据的订单状态为“已发货”
3.事务A发生错误了，进行了回滚，订单状态由“已发货”改为了“待发货”
4.事务B拿着错误的“已发货”状态，去进行后续操作
可重复读
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一批数据都是一致的。通常针对数据更新（UPDATE）操作。
如：
- 事务A先将订单状态由“待发货” 改为 “已发货”，但事务A暂未提交
- 事务A内再次 读到订单状态，为“待发货”
不可重复读
原因
因为其他事务的提交导致的
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，比如其他事务改了这批数据并提交了。通常针对数据更新（UPDATE）操作。
如：
- 事务A先将订单状态由“待发货” 改为 “已发货”，但事务A暂未提交
- 事务A内再次 读到订单状态，为“已发货”
幻读
原因
因为其他事务在本事务之后开始，又在本事务结束之前结束
1.事务A将订单状态由“待发货”改为“已发货”
2.事务B将订单状态改为“待发货”
3.事务B提交
4.事务A还未提前之前，检查订单状态，发现还是“待发货”，像是出现了幻觉
隔离级别
隔离级别
读未提交（READ UNCOMMIT）
如：
启动两个事务，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的。
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，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，想都不要想。
读未提交，它是性能最好，也可以说它是最野蛮的方式，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
读提交(READ COMMIT)
读提交每次执行语句的时候都要重新创建一次快照
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 age 字段改为 10。此时，在事务B中使用 select 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，直到事务A提交，此时在事务B中 select 查询，发现 age 的值已经是 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（（REAPEAT READ）默认）
仅仅在事务开始是创建一次快照
可重复是对比不可重复而言的，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
MySQL 的可重复读隔离级别其实解决了幻读问题
串行化（SERIALIZE）
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、可重复读、幻读的问题，但是效果最差，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。
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
如何实现事务隔离
实现可重复读（MVVC多版本并发控制）
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，每个版本的记录除了有数据本身外，还要有一个表示版本的字段，记为 row trx_id，而这个字段就是使其产生的事务的 id，事务 ID 记为 transaction 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
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，学名叫做一致性视图，这也是可重复读和不可重复读的关键，可重复读是在事务开始的时候生成一个当前事务全局性的快照，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：
- 当前事务内的更新，可以读到；
- 版本未提交，不能读到；
- 版本已提交，但是却在快照创建后提交的，不能读到；
- 版本已提交，且是在快照创建前提交的，可以读到***
利用上面的规则，再返回去套用到读提交和可重复读的那两张图上就很清晰了。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。
假设事务A执行 update 操作， update 的时候要对所修改的行加行锁，这个行锁会在提交之后才释放。而在事务A提交之前，事务B也想 update 这行数据，于是申请行锁，但是由于已经被事务A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
如果where中的字段有索引，直接加锁；
如果where中没有索引，先把所有数据都加锁，然后再把不满足条件的数据的锁去掉，性能不好。
解决幻读问题
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 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 name='风筝2号’ where age = 10; 的时候，由于条件 where age = 10 ，数据库不仅在 age =10 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]这两个区间加了间隙锁，从而导致事务B插入操作无法完成，只能等待事务A提交。不仅插入 age = 10 的记录需要等待事务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，是通过行锁和间隙锁的组合 Next-Key 锁实现的。
