隔离级别是在多个事务同时进行更改和执行查询时，对性能与结果的可靠性、一致性和再现性之间的平衡进行微调的设置。
提供了SQL:1992标准中描述的四种事务隔离级别：READ UNCOMMITTED、READ COMMITTED、REPEATABLE READ和SERIALIZABLE。InnoDB默认的隔离级别是REPEATABLE READ。
InnoDB使用不同的锁定策略支持这里描述的每个事务隔离级别。下面的列表描述了MySQL如何支持不同的事务级别。
1. REPEATABLE READ（可重复读）
这是InnoDB的默认隔离级别。同一个事务中的一致性读取读的是第一次读取时建立的快照。这意味着，如果在同一个事务中发出几个普通(非锁定)SELECT语句，这些SELECT语句彼此之间也是一致的。（PS：可重复读这个级别就是要保证同一个事务中，多次读取相同的数据，返回的结果是一样的。）
对于锁定读（SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE）、UPDATE 和 DELETE 语句，锁定取决于语句是使用具有唯一搜索条件的唯一索引，还是使用范围类型的搜索条件。
- 对于具有唯一搜索条件的唯一索引，InnoDB只锁定找到的索引记录，而不锁定之间的间隙。
- 对于其他搜索条件，InnoDB锁定扫描到的索引范围，使用间隙锁或next-key锁以阻止其他会话向该范围覆盖的间隙中插入。
2. READ COMMITTED（读已提交）
即使在同一事务中，每个一致的读取都将设置并读取自己的新快照。（PS：对比一下，对于一致性读，可重复读是读取事务中第一次读取时候建立的快照；而读已提交，每次都是读最新的快照）
对于锁读（SELECT with For UPDATE or LOCK IN SHARE MODE）、UPDATE语句和DELETE语句，InnoDB只锁住索引记录，而不锁住它们之间的间隙，从而允许在锁住的记录旁边自由插入新记录。间隙锁定仅用于外键约束检查和重复键检查。
由于禁用了间隙锁，可能会出现幻像问题，因为其他会话可以在间隙中插入新行。
使用READ COMMITTED具有额外的效果：
- 对于UPDATE或DELETE语句，InnoDB仅对其更新或删除的行持有锁。MySQL评估WHERE条件后，将释放不匹配行的记录锁。这大大降低了死锁的可能性，但是仍然可能发生。
- 对于UPDATE语句，如果某行已被锁定，则InnoDB执行“半一致”读取，将最新的提交版本返回给MySQL，以便MySQL可以确定该行是否与UPDATE的WHERE条件匹配。如果该行匹配（必须更新），则MySQL会再次读取该行，这一次InnoDB将其锁定或等待对其进行锁定。
举个例子，考虑下面的语句：
CREATE TABLE t (a INT NOT NULL, b INT) ENGINE = InnoDB; INSERT INTO t VALUES (1,2),(2,3),(3,2),(4,3),(5,2); COMMIT;
在这种情况下，表没有索引，因此搜索和索引扫描使用隐藏的聚集索引锁定记录
假设，第一个会话要执行update语句：
# Session A START TRANSACTION; UPDATE t SET b = 5 WHERE b = 3;
假设，在第一个会话之后，第二个会话也要执行如下update语句：
# Session B UPDATE t SET b = 4 WHERE b = 2;
当InnoDB执行每个UPDATE时，它首先为读取的每一行获取一个排他锁，然后决定是否修改它。如果InnoDB没有修改该行，则释放锁。否则，InnoDB会保留锁直到事务结束。这对事务处理的影响如下。
如果用默认的REPEATABLE READ隔离级别，第一个UPDATE在其读取的每一行上获取一个X锁，并且不释放其中的任何一个：
x-lock(1,2); retain x-lock x-lock(2,3); update(2,3) to (2,5); retain x-lock x-lock(3,2); retain x-lock x-lock(4,3); update(4,3) to (4,5); retain x-lock x-lock(5,2); retain x-lock
（PS：之所以每一行都加排它锁，是因为b上没有唯一索引）
第二个UPDATE在尝试获取任何锁时立即阻塞（因为第一个UPDATE已在所有行上保留了锁），并且直到第一个UPDATE提交或回滚后才继续进行：
x-lock(1,2); block and wait for first UPDATE to commit or roll back
如果用READ COMMITTED隔离级别，第一个UPDATE在其读取的每一行上获取一个X锁，并为未修改的行释放X锁：
x-lock(1,2); unlock(1,2) x-lock(2,3); update(2,3) to (2,5); retain x-lock x-lock(3,2); unlock(3,2) x-lock(4,3); update(4,3) to (4,5); retain x-lock x-lock(5,2); unlock(5,2)
但是，如果WHERE条件包含一个索引列，并且InnoDB使用该索引，那么在获取和保留记录锁时，只考虑索引列。
再看下面一个例子，第一个UPDATE在b = 2的每一行上获取并保留一个X锁。第二个UPDATE在尝试获取同一记录上的X锁时会阻塞，因为它也使用在b列上定义的索引 。
CREATE TABLE t (a INT NOT NULL, b INT, c INT, INDEX (b)) ENGINE = InnoDB; INSERT INTO t VALUES (1,2,3),(2,2,4); COMMIT; # Session A START TRANSACTION; UPDATE t SET b = 3 WHERE b = 2 AND c = 3; # Session B UPDATE t SET b = 4 WHERE b = 2 AND c = 4;
（PS：b列上有索引，这两条语句在检索时使用了b列上的索引，因此第一会话在b=2的列上加了X锁，第一个会话更新b=2时会阻塞）
3. READ UNCOMMITTED（读未提交）
会出现脏读，一般不使用
4. SERIALIZABLE（串行化）
此级别类似于REPEATABLE READ，但如果禁用了自动提交，则InnoDB会将所有普通的SELECT语句隐式转换为SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。