本篇讲诉数据库中事务的四大特性（ACID），并且将会详细地说明事务的隔离级别。
如果一个数据库声称支持事务的操作，那么该数据库必须要具备以下四个特性：
⑴ 原子性（Atomicity）
原子性是指事务包含的所有操作要么全部成功，要么全部失败回滚，这和前面两篇博客介绍事务的功能是一样的概念，因此事务的操作如果成功就必须要完全应用到数据库，如果操作失败则不能对数据库有任何影响。
⑵ 一致性（Consistency）
一致性是指事务必须使数据库从一个一致性状态变换到另一个一致性状态，也就是说一个事务执行之前和执行之后都必须处于一致性状态。
拿转账来说，假设用户A和用户B两者的钱加起来一共是5000，那么不管A和B之间如何转账，转几次账，事务结束后两个用户的钱相加起来应该还得是5000，这就是事务的一致性。
⑶ 隔离性（Isolation）
隔离性是当多个用户并发访问数据库时，比如操作同一张表时，数据库为每一个用户开启的事务，不能被其他事务的操作所干扰，多个并发事务之间要相互隔离。
即要达到这么一种效果：对于任意两个并发的事务T1和T2，在事务T1看来，T2要么在T1开始之前就已经结束，要么在T1结束之后才开始，这样每个事务都感觉不到有其他事务在并发地执行。
关于事务的隔离性数据库提供了多种隔离级别，稍后会介绍到。
⑷ 持久性（Durability）
持久性是指一个事务一旦被提交了，那么对数据库中的数据的改变就是永久性的，即便是在数据库系统遇到故障的情况下也不会丢失提交事务的操作。
例如我们在使用JDBC操作数据库时，在提交事务方法后，提示用户事务操作完成，当我们程序执行完成直到看到提示后，就可以认定事务以及正确提交，即使这时候数据库出现了问题，也必须要将我们的事务完全执行完成，否则就会造成我们看到提示事务处理完毕，但是数据库因为故障而没有执行事务的重大错误。
以上介绍完事务的四大特性(简称ACID)，现在重点来说明下事务的隔离性，当多个线程都开启事务操作数据库中的数据时，数据库系统要能进行隔离操作，以保证各个线程获取数据的准确性，在介绍数据库提供的各种隔离级别之前，我们先看看如果不考虑事务的隔离性，会发生的几种问题：
1，脏读
脏读是指在一个事务处理过程里读取了另一个未提交的事务中的数据。
2，不可重复读
不可重复读是指在对于数据库中的某个数据，一个事务范围内多次查询却返回了不同的数据值，这是由于在查询间隔，被另一个事务修改并提交了。
例如事务T1在读取某一数据，而事务T2立马修改了这个数据并且提交事务给数据库，事务T1再次读取该数据就得到了不同的结果，发送了不可重复读。
不可重复读和脏读的区别是，脏读是某一事务读取了另一个事务未提交的脏数据，而不可重复读则是读取了前一事务提交的数据。
在某些情况下，不可重复读并不是问题，比如我们多次查询某个数据当然以最后查询得到的结果为主。但在另一些情况下就有可能发生问题，例如对于同一个数据A和B依次查询就可能不同，A和B就可能打起来了……
3，虚读(幻读)
幻读是事务非独立执行时发生的一种现象。例如事务T1对一个表中所有的行的某个数据项做了从“1”修改为“2”的操作，这时事务T2又对这个表中插入了一行数据项，而这个数据项的数值还是为“1”并且提交给数据库。而操作事务T1的用户如果再查看刚刚修改的数据，会发现还有一行没有修改，其实这行是从事务T2中添加的，就好像产生幻觉一样，这就是发生了幻读。
幻读和不可重复读都是读取了另一条已经提交的事务（这点就脏读不同），所不同的是不可重复读查询的都是同一个数据项，而幻读针对的是一批数据整体（比如数据的个数）。
三级封锁协议
数据库想要在“合适”的时机阻塞住数据库操作，那么首先要定义好怎么样的时机算是“合适”，因为各个系统支持的业务千差万别，对数据的实时性和有效性的要求也不同。于是数据库理论中就提出了封锁级别的概念，对不同的同步要求采用不同的封锁级别。
三级封锁协议内容如下：
一级封锁协议：事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事务结束才释放。事务结束包括正常结束（COMMIT）和非正常结束（ROLLBACK）。 一级封锁协议可以防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。使用一级封锁协议可以解决丢失修改问题。在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的，它不能保证可重复读和不读“脏”数据。 二级封锁协议：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后方可释放S锁。 二级封锁协议除防止了丢失修改，还可以进一步防止读“脏”数据。但在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。 三级封锁协议 ：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。 三级封锁协议除防止了丢失修改和不读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读。
现在来看看MySQL数据库为我们提供的四种隔离级别：
① Serializable (串行化)：可避免脏读、不可重复读、幻读的发生。
② Repeatable read (可重复读)：可避免脏读、不可重复读的发生。
③ Read committed (读已提交)：可避免脏读的发生。
④ Read uncommitted (读未提交)：最低级别，任何情况都无法保证。
脏读 不可重复读 幻读
Read uncommitted √ √ √
Read committed × √ √
Repeatable read × × √
Serializable × × ×
四种级别对并发问题的解决由弱到强，相应的系统性能由强到弱，MySQL的默认级别是Repeatable Read。
Read Uncommitted
在Read Uncommitted策略下，数据库遵循一级封锁协议，只对修改数据的并发操作做限制。一个事务不能修改其他事务正在修改的数据，但可以读取到其他事务中尚未提交的修改，这些修改如果未被提交，将会成为脏数据。
Read committed
在Read committed策略下，数据库遵循二级封锁协议，只允许读取已经被提交的数据，反过来讲，如果一个事务修改了某行数据且尚未提交，而第二个事务要读取这行数据的话，那么是不允许的。在MySql的InnoDB下，虽然这种操作不被允许，但MySQL不会阻塞住数据的查询操作，而是会查询出数据被修改之前的备份，返回给客户端。MySQL的这种机制称为MVCC（多版本并发控制），就是说数据库在事务并发的过程中对数据维护多个版本，使得不同的事务对不同的数据版本进行读写（MVCC的实现参见引用中的文章）。这样的机制反映在应用中就是，在任何时候对数据库查询总是可以得到数据库中最近提交的数据。为被提交的脏数据被隔离起来，无法被查询到，即防止脏读发生。
Repeat Read
Repeat Read又比Read Committed更加严格一点，但仍然是在二级封锁协议的范畴，只是读取过程受到更多MVCC的影响。在Read Committed下，允许一个事务中多次相同查询得到不同的结果，就是所谓的不可重复读问题。这在一些应用中是允许的，所以oracle、SQL server上默认这一隔离级别，但MySQL没有，它默认Repeat Read级别。在这一级别下，有赖于MVCC，同一个事务中的查询只能查到版本号不高于当前事务版本的数据，即事务只能看到该事务开始前或者被该事物影响的数据。反过来说，这一级别下，不允许事务读取在该事务开始后新提交的数据。即防止了不可重复读的发生。
依靠上面的机制，已经做到了在事务内数据内容的不变，但是不能保证多次查询得到的数据数量一致。因为在一个事务执行的过程中别的事务完全可以执行数据插入，当插入了刚好符合查询条件的数据时，就会引发数据查询结果集增加，引发幻读。还有一种情况就是，如果一个事务想插入一条数据，而另一个事务已经插入了含有相同主键的数据，那么当前事务也会被阻塞，并最终执行失败，虽然当前事务根本无法查询到这一条数据，这也是一种幻读。InnoDB提供的间隙锁机制可以在一定程度上防止幻读的发生，具体介绍见最后一篇引文。
Serializable
最后，最强事务隔离机制Serializable，它遵循三级封锁协议，使得所有的事务必须串行化执行，只要有事务在对表进行查询，那么在此事务提交前，任何其他事务的修改都会被阻塞。这解决了一切并发问题，但会造成大量的等待、阻塞甚至死锁，使系统性能降低。
要注意，在任何一种隔离机制下，都是不允许一个事务删除或修改另一个事务影响过而未提交的数据的。因为事务增、删、改数据以后，会在该行加上排它锁，排它锁会阻塞其他事务再次对该行数据操作。也正是由于排它锁的存在，这四种隔离机制都不会出现任何一种更新丢失的现象，因为一条信息根本不允许第二个事务进行修改。
在MySQL数据库中，支持上面四种隔离级别，默认的为Repeatable read (可重复读)；而在Oracle数据库中，只支持Serializable (串行化)级别和Read committed (读已提交)这两种级别，其中默认的为Read committed级别。
