事务
事务就是一组原子性的SQL查询。也就是说，事务内的语句，要么全部执行成功，要么全部执行失败。
ACID
原子性(atomicity)
一个事务必须被视为一个不可分割的最小单元，整个事务中的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚，对于一个事务来说，不可能只执行其中的一部分操作，这就是事务的原子性。
一致性(consistency)
数据库总是从一个一致性的状态转换到另外一个一致性的状态。在前面的例子中，一致性确保了事务只要没有最终提交，就不会把事务中所作的修改保存到数据库中。
隔离性(isolation)
通常来说(因为要考虑隔离级别，所以说是通常情况)，一个事务所作的修改在最终提交之前，对其他事务是不可见的。
持久性(durability)
一旦事务提交，其所作的修改就会永久保存到数据库中。此时即使系统奔溃，修改的数据也不会丢失。持久性是个模糊的概念，因为持久性也分很多级别。有些持久性策略能够提供非常强的安全保障，而有些则未必。而且不可能做到百分之百的持久性保证的策略。
隔离级别
隔离性其实比想象的要复杂。在SQL标准中定义了四种隔离级别，每一种级别规定了一个事务中所作的修改，哪些在事务间是可见的，哪些是不可见的。较低级别的隔离通常可以执行更高的并发，系统的开销也更低。
READ UNCOMMITTED(读未提交)
在READ UNCOMMITTED级别，事务中的修改即使是没有提交，对其他事务也是可见的。事务可以读取到未提交的数据，这被称为脏读(Dirty Read)。从性能来说，READ UNCOMMITTED不会比其他级别好太多，但缺乏其他级别的很多优势，所以实际应用很少。
READ COMMITTED(读提交)
大多数数据库的默认隔离级别都是READ COMMITTED(但MySQL不是)。READ COMMITTED满足隔离性的简单定义:一个事务开始时，只能看见已经提交的事务所作的修改。换句话说，一个事务从开始直到提交之前，所作的任何修改对其他事务都是不可见的。这个级别有时候会产生不可重复读(nonrepeatable read)，因为执行两次执行同样的查询，可能会得到不一样的结果。
REPEATABLE READ(可重复读)
REPEATABLE READ解决了脏读，和不可重复读的问题。但是无法解决幻读(Phantom Read)的问题。幻读是指当某个事务在读取某个范围内的记录时，另外一个事务又在范围内插入新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录，会产生幻行(Phantom Row)。InnoDB和XtraDB存储引擎通过多版本并发控制(MVCC)解决了幻读的问题。(可重复读是MySQL的默认事务隔离级别)。
SERIALIZABLE(可串行化)
SERIALIZABLE是最高隔离级别。它通过强制事务串行执行，避免幻读问题。简单来说，SERIALIZABLE会在读取的每一行上都加锁，所以可能导致大量的超时和锁争用的问题。实际应用很少使用该隔离级别，只有在非常需要确保数据一致性而且可以接受没有并发的情况下，才考虑采用该级别。
隔离级别
| 隔离级别 | 脏读可能性 | 不可重复读可能性 | 幻读可能性 | 加锁读 |
|---|---|---|---|---|
| READ UNCOMMITTED | Yes | Yes | Yes | No |
| READ COMMITTED | No | Yes | Yes | No |
| REPEATABLE READ | No | No | Yes | No |
| SERIALIZABLE | No | No | No | Yes |
多版本并发控制(MVCC)
MySQL的大多数事务型存储引擎实现的都不是简单的行级锁。基于提升并发性能的考虑，它们一般都同时实现了多版本并发控制(MVCC)。不仅是MySQL，包括Oracle、PostgreSQL等其他数据库系统也实现了MVCC，但是实现机制不尽相同，因为MVCC没有一个统一的实现标准。
可以认为MVCC是行级锁的一个变种，但是它在多数情况下都避免了加锁操作，因此开销更低。虽然实现机制有所不同，但大都实现了非阻塞的读操作，写操作也只锁定必要的行。
MVCC的实现，是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的。也就是说，不管执行多长时间，每个事物看到的数据都是一致的。根据事务开始时间的不同，每个事物对同一张表，同一时刻看到的数据可能是不一样的。
InnoDB的MVCC，是通过在每行记录后面保存两个隐藏的列来实现的。这两个列，一个保存了行的创建时间，一个保存行的过期时间或者删除时间。存储的并不是实际的时间值，而是系统版本号(system version number)。每开始一个新的事务，系统版本号都会自动递增。事务开始时刻的系统版本号会作为事务的版本号，用来和查询到的每行记录的版本号进行比较。
MVCC在REPEATABLE READ隔离级别下的操作
SELECT
InnoDB会根据以下两个条件检查每行记录:
a.InnDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(也就是，行的系统版本号小于或者等于事务的系统版本号)，这样可以确保事务读取的行，要么是在事务开始前已经存在，要么是事务自身插入或者修改过的。
b.行的删除版本要么未定义，要么大于当前事务版本号。这可以确保事务读取到的行，在事务开始之前未被删除。
只有符合上述两个条件的记录，才能返回作为查询的结果。
INSERT
InnoDB为新插入的每一行保存当前系统版本号作为行版本号。
DELETE
InnoDB为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。
UPDATE
InnoDB为插入一行新记录，保存当前系统版本号作为行版本号，同时保存当前系统版本号到原来的行作为行的行删除标识。
保存这样两个系统版本号，使大多数读操作都可以不用加锁。这样设计使得读操作很简单，性能很好，并且也能保证只会读到符合标准的行。不足之处是每行记录都是需要额外的存储空间，需要做更多的行检查工作以及一些额外的维护工作。
MVCC只在REPEATABLE READ和READ COMMITTED两个隔离级别下工作。其他两个隔离级别都和MVCC不兼容。因为READ UNCOMMITTED总是读到最新的数据行，而不是符合当前事务版本的数据行。SERIALIZABLE则会对所有读取的行都加锁。
InnoDB中幻读的解决到底是依赖Next-Key Locks还是MVCC?
首先读分为:快照读、当前读。
- 快照读。例: SELECT * FROM table WHERE …;
- 当前读。特殊的读操作，更新，插入，删除操作，属于当前读，需要加锁。 SELECT FROM table WHERE ? lock in share mode;SELECT from FROM table WHERE ? for update;
INSERT INTO table values (…);
UPDATE table SET ? WHERE ?;
结论:
- 对于快照读来讲，幻读的解决依赖于MVCC，使用 MVCC 读取的是快照中的数据，这样可以减少加锁所带来的开销。
- 对于当前读，读取的是最新的数据，需要加锁，依赖Next-Key Locks。
拓展:
Next-key Locks是InnoDB存储引擎的一种锁实现。
Record Locks:锁定一个记录上的索引，而不是记录本身。
Gap Locks:锁定索引之间的间隙，但是不包含索引本身。
Next-key Locks:是上述两者的结合，不仅锁定一个记录上的索引，也锁定索引之间的间隙。
参考
- 《高性能MySQL》