事务的各个隔离级别是如何实现的

1. 四大隔离级别的实现

现象：允许脏读、不可重复读、幻读。
实现思路和原理：这是最简单的隔离级别，几乎没有隔离性。在此级别下，读取数据不会加任何锁，也不使用 MVCC。它直接读取数据行最新的版本，即使这个版本是由一个尚未提交的事务所修改的。因此，性能最好，但数据一致性最差。

现象：解决了脏读，但仍可能出现不可重复读、幻读。
实现思路和原理：这是大多数数据库（如 Oracle、PostgreSQL）的默认隔离级别。它的实现主要依赖 MVCC。
- 读操作 (SELECT)：在事务中的每一条 SELECT 语句执行前，都会创建一个新的 Read View。这意味着，如果事务 A 在两次查询之间，事务 B 恰好修改了数据并提交，那么事务 A 的第二个 SELECT 会生成一个新的 Read View，此时就能看到事务 B 提交的修改。这就导致了“不可重复读”。由于 Read View 只能看到已提交事务的修改，因此“脏读”问题被解决。
- 写操作 (UPDATE, DELETE)：写操作仍然需要加行级排他锁，以防止多个事务同时修改同一行数据。

现象：解决了脏读、不可重复读，但理论上仍有幻读问题（InnoDB 在很大程度上解决了）。这是 MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别。
实现思路和原理：此级别的实现结合了 MVCC 和锁机制。
- 读操作 (快照读, 普通 SELECT)：只在事务开始后的第一次查询操作时创建一个 Read View，并且整个事务期间都复用这一个 Read View。因为 Read View 是固定的，所以无论其他事务如何修改数据并提交，当前事务看到的始终是事务启动时的数据快照，从而保证了“可重复读”。
- 写操作 (当前读, SELECT...FOR UPDATE, UPDATE, DELETE) 与幻读的解决：
  - 标准的 MVCC 只能解决快照读的幻读问题。对于需要加锁的“当前读”操作，InnoDB 通过 Next-Key Lock（临键锁）来解决幻读。
  - 当一个事务执行当前读时，它不仅会锁定匹配到的记录（记录锁），还会锁定这些记录之间的“间隙”（间隙锁）。这样一来，其他事务就无法在这个间隙中插入新的记录，从而防止了幻读的发生。

现象：解决了脏读、不可重复读和幻读所有问题。
实现思路和原理：这是最高级别的隔离，也是最影响并发性能的。
- 实现机制：此级别下，InnoDB 不再使用 MVCC 进行非锁定读。它会为所有的读操作（SELECT）隐式地加上共享锁（S 锁），为写操作加上排他锁（X 锁）。
- 效果：当一个事务读取数据时，会加 S 锁，其他事务可以继续读取但不能修改。当一个事务写入数据时，会加 X 锁，其他事务既不能读也不能写。这种机制强制所有事务串行执行，一个接一个地处理，因此完全避免了并发问题，但并发性能也最低。

隔离级别	实现核心技术	读操作处理方式	写操作处理方式	解决的问题	存在的问题
读未提交	无锁	直接读取最新版本	加排他锁	(无)	脏读、不可重复读、幻读
读已提交	MVCC	每次 SELECT 创建新的 Read View	加排他锁	脏读	不可重复读、幻读
可重复读	MVCC + Next-Key Lock	事务开始时创建唯一 Read View	加排他锁和 Next-Key Lock	脏读、不可重复读、幻读（大部分）	(基本解决幻读)
串行化	读写锁	所有读操作加共享锁	所有写操作加排他锁	脏读、不可重复读、幻读	并发性能差