今天回顧一下mysql的事務隔離級別，mysql的事務隔離級別分為以下四種：
read uncommitted : 讀未提交，即髒讀。乙個事務可以讀取到另乙個事務修改並未提交的資料；
read committed : 讀已提交，可以解決髒讀。乙個事務修改並提交之後才能被另乙個事務讀取(不可重複讀)；
repeatable read : 可重複讀。在乙個事務的兩次查詢中，被另乙個事務修改了資料，兩次查詢結果一致(出現幻讀)；
serializable : 序列化，可以解決髒讀、不可重複讀、幻讀。相當於鎖表。
接下來使用兩個視窗，同乙個使用者，進入到mysql來驗證上面的四種隔離級別。首先建立乙個表，新增兩條測試資料，如下所示：
設定和檢視隔離級別的語句如下：
--設定隔離級別 read uncommitted | read committed | repeatable read | serializable
set session transaction isolation level read uncommitted;
--檢視隔離級別
show variables like '%isolation';
--開啟乙個事務，如果不寫則預設自動提交
begin;
--結束乙個事務
commit; | rollback;
可以看到，事務 a 在還沒有提交資料的時候，事務 b 就已經能夠查詢到為提交的資料了。
首先在 a b 視窗設定隔離界別為讀已提交
以同樣的步驟可以看出，在 a 沒有提交時，在b視窗時查詢不到最新的資料的。
開始介紹的時候說過，這種隔離級別會產生不可重複讀的情況，也就是說，當 b 在一次事務中 連續查詢兩次，在這兩次查詢中間，事務a 對資料進行了更改，那麼 在同乙個事務 b 中的兩次查詢結果不一致，若要測試 需在b中也開啟事務，總體如下：
可以看到 在同乙個 b 事務中的兩次查詢之間，由於事務a對資料進行修改並提交，導致兩次查詢的結果不一致。危害自行領悟。
把 a b 兩個視窗的事務隔離級別都設定為 repeatable read 。然後進行測試。
由上圖測試可知，隔離級別設定為 可重複讀之後。即使在b事務的兩次查詢之間 a 事務對資料行進修改並提交，b 事務第二次查詢的資料和第一次仍然相同。結束本次事務之後，再次查詢，方為最新值。
但此種隔離級別會出現幻讀的情況，什麼是幻讀呢，這個不太好解釋，直接用測試說明，如下圖：
這個測試步驟即過程如下：
b 視窗 開啟了乙個事務，並查詢 是否有 id 為3 的資料，查詢為空，準備新增一條 id為3 的資料。
此時 a 視窗開啟了乙個事務，新增了一條id為3的資料，並且提交了。
此時，事務 b 開始新增 id 為3的資料，發現表中已經有了一條 id 為3的資料，從而無法新增。
由於 repeatable read 支援可重複讀，所以當事務 b 再次查詢 id 為3的資料的時候，返現還是沒有(乙個事務中)。
對於事務 b 來說，明天查不到資料，但當新增資料時，卻被提示 id 為3的資料已存在，這就是幻讀。相信通過這個例子要比講一些原理更容易理解和記憶。當然如果想要解決這個問題，可以手動加鎖的方式，即在事務 b 首次查詢的時候，在查詢語句後加上 for update 即可實現加鎖的效果，**如下：
select * from user for update;測試說明：
首先在b視窗開啟 事務b；
然後在 a 視窗開啟事務a；
事務 b 查詢 id 為5的資料，發現返回結果為空，準備新增第五條資料；
此時，事務 a 想使壞，想提前新增一條 id 為5的資料，發現一致處於阻塞狀態，無法新增；
然後事務 b 就有了時間，新增 id 為5的資料，並成功提交；
事務 b 剛剛提交，事務 a 中剛剛被阻塞的語句就立馬報了乙個錯，被告知主鍵已存在。
由此可知，在序列化的隔離級別下，innodb 會自動加鎖，以保證我們資料的安全。mysql的四種事務隔離級別就到這裡。
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