事务的ACID：
1)原子性(Atomic)：事务中各项操作，要么全做要么全不做，任何一项操作的失败都会导致整个事务的失败；
2)一致性(Consistent)：事务结束后系统状态是一致的；
3)隔离性(Isolated)：并发执行的事务彼此无法看到对方的中间状态；
4)持久性(Durable)：事务完成后所做的改动都会被持久化，即使发生灾难性的失败。通过日志和同步备份可以在故障发生后重建数据。
如果不考虑事务的隔离性，会出现以下问题：
- 幻读（Phantom Read）：事务A重新执行一个查询，返回一系列符合查询条件的行，发现其中插入了被事务B提交的行。
- 不可重复读（Unrepeatable Read）：事务A重新读取前面读取过的数据，发现该数据已经被另一个已提交的事务B修改过了。
- 脏读（Dirty Read）：A事务读取B事务尚未提交的数据并在此基础上操作，而B事务执行回滚，那么A读取到的数据就是脏数据。
小结：不可重复读的和幻读很容易混淆，不可重复读侧重于修改，幻读侧重于新增或删除。解决不可重复读的问题只需锁住满足条件的行，解决幻读需要锁表
隔离级别：
| 隔离级别 | 脏读（Dirty Read） | 不可重复读（NonRepeatable Read） | 幻读（Phantom Read） |
|---|---|---|---|
| 未提交读（Read uncommitted） | 可能 | 可能 | 可能 |
| 已提交读（Read committed） | 不可能 | 可能 | 可能 |
| 可重复读（Repeatable read） | 不可能 | 不可能 | 可能 |
| 可串行化（Serializable ） | 不可能 | 不可能 | 不可能 |
级别越高，数据越安全，但性能越低。
Oracle和SQL Server 默认隔离级别为 已提交读（Read committed）
MySQL 默认隔离级别为 可重复读（Repeatable read）
一个事务怎么会干扰其他事务呢？
咱们举例子来说明，假设有InnoDB表：
t(id PK, name);
表中有三条记录：
1, shenjian
2, zhangsan
3, lisi
case 1
事务A，先执行，处于未提交的状态：
insert into t values(4, wangwu);
事务B，后执行，也未提交：
select * from t;
如果事务B能够读取到(4, wangwu)这条记录，事务A就对事务B产生了影响，这个影响叫做“读脏”，读到了未提交事务操作的记录。
case 2
事务A，先执行：
select * from t where id=1;
结果集为：
1, shenjian
事务B，后执行，并且提交：
update t set name=xxoo where id=1;
commit;
事务A，再次执行相同的查询：
select * from t where id=1;
结果集为：
1, xxoo
这次是已提交事务B对事务A产生的影响，这个影响叫做“不可重复读”，一个事务内相同的查询，得到了不同的结果。
case 3
事务A，先执行：
select * from t where id>3;
结果集为：
NULL
事务B，后执行，并且提交：
insert into t values(4, wangwu);
commit;
事务A，首次查询了id>3的结果为NULL，于是想插入一条为4的记录：
insert into t values(4, xxoo);
结果集为：
Error : duplicate key!
事务A的内心OS是：你TM在逗我，查了id>3为空集，insert id=4告诉我PK冲突？
这次是已提交事务B对事务A产生的影响，这个影响叫做“幻读”。
可以看到，并发的事务可能导致其他事务：
-
读脏
-
不可重复读
-
幻读
不同事务的隔离级别，实际上是一致性与并发性的一个权衡与折衷。
InnoDB的四种事务的隔离级别，分别是怎么实现的？
InnoDB使用不同的锁策略(Locking Strategy)来实现不同的隔离级别。
一，读未提交(Read Uncommitted)
这种事务隔离级别下，select语句不加锁。
画外音：官方的说法是
SELECT statements are performed in a nonlocking fashion.
此时，可能读取到不一致的数据，即“读脏”。这是并发最高，一致性最差的隔离级别。
二，串行化(Serializable)
这种事务的隔离级别下，所有select语句都会被隐式的转化为select ... in share mode.
这可能导致，如果有未提交的事务正在修改某些行，所有读取这些行的select都会被阻塞住。
画外音：官方的说法是
To force a plain SELECT to block if other transactions have modified the selected rows.
这是一致性最好的，但并发性最差的隔离级别。
在互联网大数据量，高并发量的场景下，几乎不会使用上述两种隔离级别。
三，可重复读(Repeated Read, RR)
这是InnoDB默认的隔离级别，在RR下：
(1)普通的select使用快照读(snapshot read)，这是一种不加锁的一致性读(Consistent Nonlocking Read)，底层使用MVCC来实现，具体的原理在《》中有详细的描述；
(2)加锁的select(select ... in share mode / select ... for update), update, delete等语句，它们的锁，依赖于它们是否在唯一索引(unique index)上使用了唯一的查询条件(unique search condition)，或者范围查询条件(range-type search condition)：
-
在唯一索引上使用唯一的查询条件，会使用记录锁(record lock)，而不会封锁记录之间的间隔，即不会使用间隙锁(gap lock)与临键锁(next-key lock)
-
范围查询条件，会使用间隙锁与临键锁，锁住索引记录之间的范围，避免范围间插入记录，以避免产生幻影行记录，以及避免不可重复的读
画外音：这一段有点绕，多读几遍。
关于记录锁，间隙锁，临键锁的更多说明，详见《》。
四，读提交(Read Committed, RC)
这是互联网最常用的隔离级别，在RC下：
(1)普通读是快照读；
(2)加锁的select, update, delete等语句，除了在外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会封锁区间，其他时刻都只使用记录锁；
此时，其他事务的插入依然可以执行，就可能导致，读取到幻影记录。
总结
-
并发事务之间相互干扰，可能导致事务出现读脏，不可重复度，幻读等问题
-
InnoDB实现了SQL92标准中的四种隔离级别
(1)读未提交：select不加锁，可能出现读脏；
(2)读提交(RC)：普通select快照读，锁select /update /delete 会使用记录锁，可能出现不可重复读；
(3)可重复读(RR)：普通select快照读，锁select /update /delete 根据查询条件情况，会选择记录锁，或者间隙锁/临键锁，以防止读取到幻影记录；
(4)串行化：select隐式转化为select ... in share mode，会被update与delete互斥；
InnoDB默认的隔离级别是RR，用得最多的隔离级别是RC
对比Oracle ：
相对mysql ，oracle的事务分显示提交，隐式提交，自动提交。
显示提交必须手动敲入commit或rollback命令。DML必须显示提交，包括的命令:update、insert、delete，这几个很好理解，但select也需要显示提交，有点难理解，select只是个查询语句，而且select似乎是DQL不是DML。我们可以考虑下select into from语句，select into是一个plsql语言中的复制语句，和:=实现的目标一样。
隐式提交就是DDL、DCL，包括create、drop、alter,grant、revoke。