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本文的内容参考了：
本文会涉及到数据库的锁，请先参见：MySQL InnoDB 锁 学习笔记
数据库隔离级别
用于处理 多事务并发 的情况。
InnoDB 对四种类型都支持：
- READ_UNCOMMITTED：读取未提交。这是并发最高，一致性最差的隔离级别。
- READ_COMMITTED（RC）：读提交。这是互联网最常用的隔离级别。
- REPEATABLE_READ（RR）：重复读。
- SERIALIZABLE：串行化。这是一致性最好的，但并发性最差的隔离级别。
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 使用不同的锁策略来实现不同的隔离级别。
Read UnCommitted 读取未提交内容
InnoDB 实现方式：select 语句不加锁。
导致出现脏读：
A 事务读取了 B 事务 尚未提交 的数据并在此基础上操作，而 B 事务回滚，则 A 事务读到的数据为脏数据。例如：
A: start transaction
B: start transaction
B: update account set balance = 50 where id = 1
A: select balance from account where id = 1
B: rollback
A: update account set balance = 50 + 100 where id = 1
A: commit
- B 事务读取账户余额 100 块，取钱，将余额修改为 50 块，但并没有提交。
- A 事务读取了 尚未提交 的数据，认为余额是 50 块。
- B 事务回滚。
- A 事务存钱 100 块，将余额计算为 50 + 100 = 150 块，此为脏数据，实际余额应该为 200 块。
Read Committed（RC）读取提交内容
- 这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是 MySQL 默认的）
- 它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变
InnoDB 实现方式：
- 普通的
select使用快照读（snapshot read），这是一种不加锁的一致性读。 - 加锁的
select，update，delete等语句，除了在外键约束检查以及重复键检查时会封锁区间，其他时刻都只使用记录锁；
导致出现不可重复读：
意味着我们在同一个事务中执行完全相同的 select 语句时可能看到不一样的结果。
A 事务重复读取前面读取过的数据，发现数据变化了，即被其他事务 B 修改并提交过了。例如：
A: start transaction
B: start transaction
A: select balance from account where id = 1
B: update account set balance = 50 where id = 1
B: commit
A: select balance from account where id = 1
A: commit
- A 事务第一次读取余额 100 块。
- B 事务读取账户余额 100 块，取钱，将余额修改为 50 块，并提交。
- A 事务第二次读取余额，变成了 50 块。与前一次读取的结果不同。
Repeatable Read（RR）可重读
- 这是 MySQL InnoDB 的默认事务隔离级别
- 它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行
- 此级别可能出现的问题——幻读（Phantom Read）：当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行，例如：
A: start transaction
B: start transaction
A: select * from account // 只有id = 1
B: insert into account(id, balance) values(2, 0)
B: commit
A: select * from account // 发现有id = 1 和 id = 2
A: commit
- 很多人容易搞混不可重复读和幻读，确实这两者有些相似。但不可重复读重点在于
update和delete，而幻读的重点在于insert。 - InnoDB 存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题
InnoDB 实现方式：
- 普通的
select使用快照读（snapshot read），这是一种不加锁的一致性读。 - 加锁的
select，update，delete等语句，它们的锁，依赖于它们是否在唯一索引上使用了唯一的查询条件，或者范围查询条件：- 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。
Serializable 可串行化
- 这是最高的隔离级别
- 它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之,它是在每个读的数据行上加上共享锁。
- 在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争
InnoDB 实现方式：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.
总结
InnoDB 实现了SQL92标准中的四种隔离级别
- 读未提交：
select不加锁，可能出现读脏； - 读提交（RC）：普通
select快照读，带锁的select/update/delete会使用记录锁，可能出现不可重复读； - 可重复读（RR）：普通
select快照读，带锁的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； - 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
InnoDB，快照读，在RR和RC下有何差异？
MySQL 数据库，InnoDB 存储引擎，为了提高并发，使用 MVCC 机制，在并发事务时，通过读取数据行的历史数据版本，不加锁，来提高并发的一种不加锁一致性读（Consistent Nonlocking Read）。
- 事务总能够读取到，自己写入（
update/insert/delete）的行记录 - 在 Read Committed（RC）下，快照读总是能读到最新的行数据快照，当然，必须是已提交事务写入的
- 在 Repeatable Read（RR）下，假设某个事务首次 read 记录的时间为 T，则未来不会读取到 T 时间之后已提交事务写入的记录，以保证连续相同的 read 读到相同的结果集
例如：数据表中的数据为 {1, 2, 3}，现在两个并发事务 A，B 执行的时间序列如下：
A1: start transaction;
B1: start transaction;
A2: select * from t;
B2: insert into t values (4, wangwu);
A3: select * from t;
B3: commit;
A4: select * from t;
在 Read Committed（RC） 模式下：
- A2 读到的结果集是
{1, 2, 3}； - A3 读到的结果集也是
{1, 2, 3}，因为 B 还没有提交； - A4 读到的结果集还是
{1, 2, 3, 4}，因为事务 B 已经提交；
在 Repeatable Read（RR） 模式下：
- A2 读到的结果集肯定是
{1, 2, 3}，这是事务A的第一个 read，假设为时间T； - A3 读到的结果集也是
{1, 2, 3}，因为 B 还没有提交； - A4 读到的结果集还是
{1, 2, 3}，因为事务 B 是在时间 T 之后提交的，A4 得读到和 A2 一样的记录；
