mysql官方文档显示：
InnoDB中每个隔离级别的详细描述如下： · READ UNCOMMITTED SELECT语句以非锁定方式被执行，但是一个可能更早期版本的记录会被用到。因此，使用这个隔离级别，比如，读是不连贯的。着也被称为“脏读”（dirty read）。另外，这个隔离级别象READ COMMITTED一样作用。 · READ COMMITTED 一个有些象Oracle的隔离级别。所有SELECT ... FOR UPDATE和SELECT ... LOCK IN SHARE MOD语句仅锁定索引记录，而不锁定记录前的间隙，因而允许随意紧挨着已锁定的记录插入新记录。UPDATE和DELETE语句使用一个带唯一搜索条件的唯一的索引仅锁定找到的索引记录，而不包括记录前的间隙。在范围类型UPDATE和DELETE语句，InnoDB必须对范围覆盖的间隙设置next-key锁定或间隙锁定以及其它用户做的块插入。这是很必要的，因为要让MySQL复制和恢复起作用，“幽灵行”必须被阻止掉。 持续读行为如同在Oracle中：即使在同一事务内， 每个持续读设置并读取它自己的新快照。请参阅15.2.10.4节，“持续非锁定读”。 · REPEATABLE READ 这是InnoDB的默认隔离级别。带唯一搜索条件使用唯一索引的SELECT ... FOR UPDATE, SELECT ... LOCK IN SHARE MODE, UPDATE 和DELETE语句只锁定找到的索引记录，而不锁定记录前的间隙。用其它搜索条件，这些操作采用next-key锁定，用next-key锁定或者间隙锁定锁住搜索的索引范围，并且阻止其它用户的新插入。 在持续读中，有一个与之前隔离级别重要的差别：在这个级别，在同一事务内所有持续读读取由第一次读所确定的同一快照。这个惯例意味着如果你在同一事务内发出数个无格式SELECT语句，这些SELECT语句对相互之间也是持续的，请参阅15.2.10.4节，“持续非锁定读”。 · SERIALIZABLE 这个级别类似REPEATABLE READ，但是所有无格式SELECT语句被 隐式转换成SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。
1.事务里一些有问题的读取：脏读，不可重复读，幻象读
脏读 （dirty read）：事务T1更新了一行记录的内容，但是并没有提交所做的修改。事务T2读取更新后的行，然后T1执行回滚操作，取消了刚才所做的修改。现在T2所读取的行就无效了。
不可重复读取 （nonrepeatable read）：事务T1读取一行记录，紧接着事务T2修改 了T1刚才读取的那一行记录。然后T1又再次读取这行记录，发现与刚才读取的结果不同。这就称为“不可重复”读，因为T1原来读取的那行记录已经发生了变化。
幻像读取 （phantom read）：事务T1读取一条指定的WHERE子句所返回的结果集。然后事务T2新插入 一行记录，这行记录恰好可以满足T1所使用的查询条件中的WHERE 子句的条件。然后T1又使用相同的查询再次对表进行检索，但是此时却看到了事务T2刚才插入的新行。这个新行就称为“幻像”，因为对T1来说这一行就像突 然出现的一样。
2.事务的隔离级别
从级别低到高依次为：
READ UNCOMMITTED （读取未提交内容）：幻像读、不可重复读和脏读都允许。
READ COMMITTED （读取已提交内容）：允许幻像读、不可重复读，但不允许脏读。
REPEATABLE READ （可重读）：允许幻像读，但不允许不可重复读和脏读。InnoDB默认级别
SERIALIZABLE （可串行化）：幻像读、不可重复读和脏读都不允许。
但是InnoDB的可重复读隔离级别和其他数据库的可重复读是有区别的，不会造成幻象读（phantom read）。
ORACLE数据库支持 READ COMMITTED 和 SERIALIZABLE ，不支持 READ UNCOMMITTED 和 REPEATABLE READ 。
3、修改事务隔离级别的方法：
全局修改，修改mysql.ini配置文件，在最后加上
#可选参数有：READ-UNCOMMITTED, READ-COMMITTED, REPEATABLE-READ, SERIALIZABLE.
[mysqld]
transaction-isolation = REPEATABLE-READ
这里全局默认是REPEATABLE-READ,其实MySQL本来默认也是这个级别
要记住mysql有一个autocommit参数，默认是on，他的作用是每一条单独的查询都是一个事务，并且自动开始，自动提交（执行完以后就自动结束了，如果你要适用select for update，而不手动调用 start transaction，这个for update的行锁机制等于没用，因为行锁在自动提交后就释放了），所以事务隔离级别和锁机制即使你不显式调用start transaction，这种机制在单独的一条查询语句中也是适用的，分析锁的运作的时候一定要注意这一点
4、锁机制：
共享锁：由读表操作加上的锁，加锁后其他用户只能获取该表或行的共享锁，不能获取排它锁，也就是说只能读不能写
排它锁：由写表操作加上的锁，加锁后其他用户不能获取该表或行的任何锁，典型是mysql事务中
5、锁范围
行锁: 对某行记录加上锁
表锁: 对整个表加上锁
这样组合起来就有：行级共享锁、表级共享锁、行级排他锁、表级排他锁
6、具体示例
InnoDB下，开启2个session对同一表操作，时间线往下顺序执行:
1）READ-UNCOMMITTED(读取未提交内容)级别
User A User B
SET AUTOCOMMIT=0; SET AUTOCOMMIT=0;
time
| SELECT * FROM t;
| 返回空结果
| INSERT INTO t VALUES (1, 2);
|
v SELECT * FROM t;
返回 1 row in set(User B插入)
ROLLBACK;
SELECT * FROM t;
返回空结果
COMMIT;
so：可以看出READ-UNCOMMITTED隔离级别，当两个事务同时进行时，即使事务没有提交，所做的修改也会对其它事务的查询做出影响，这种级别显然很不安全。
2）READ-COMMITTED(读取提交内容)级别
User A User B
SET AUTOCOMMIT=0; SET AUTOCOMMIT=0;
time
| SELECT * FROM t;
| 返回空结果
| INSERT INTO t VALUES (1, 2);
|
v SELECT * FROM t;
返回空结果（未更改）
COMMIT;
SELECT * FROM t;
返回 1 row(UserB插入并提交了)
COMMIT;
so：READ-COMMITTED事务隔离级别，只有在事务提交后，才会对另一个事务产生影响。
3）REPEATABLE-READ(可重读)
User A User B
SET AUTOCOMMIT=0; SET AUTOCOMMIT=0;
time
| SELECT * FROM t;
| 返回空结果
| INSERT INTO t VALUES (1, 2);
|
v SELECT * FROM t;
返回空结果（未更改）
COMMIT;
SELECT * FROM t;
返回空结果（仍未更改）
COMMIT;
SELECT * FROM t;
返回1 row（新启事务，查询到修改）
so：REPEATABLE-READ(可重读)事务隔离级别，当两个事务同时进行时，其中一个事务修改数据对另一个事务不会造成影响，即使修改的事务已经提交也不会对另一个事务造成影响，直到使用新的事务。
4）SERIERLIZED(可串行化)
为方便解释，假设表中已有一条数据
User A User B
SET AUTOCOMMIT=0;
SET AUTOCOMMIT=0;
time
| SELECT * FROM t;
| 返回1 row
| SELECT * FROM t;
| 返回1 row
v
UPDATE此行;
被加锁，等待
so：SERIERLIZED(可串行化)事务隔离级别最高，在进行查询时就会对表或行加上共享锁，其他事务对该表将只能进行读操作，而不能进行写操作。
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