引言
大家在面試中一定碰到過
說說事務的隔離級別吧？
老實說，事務隔離級別這個問題，無論是校招還是社招，面試官都愛問！然而目前網上很多文章，說句實在話啊，我看了後我都懷疑作者弄懂沒!因爲他們對可重複讀(Repeatable Read)和串行化（serializable）的解析實在是看的我一頭霧水！
再加上很多書都說可重複讀解決了幻讀問題，比如《mysql技術內幕--innodb存儲引擎》等，不一一列舉了，因此網上關於事務隔離級別的文章大多是有問題的，所以再開一文說明！
本文所講大部分內容，皆有官網作爲佐證，因此對本文內容你可以看完後，你完全可以當概念記在腦海裏，除非官網的開發手冊是錯的，否則應當無誤！
另外，本文會重點說一下
可重複讀(Repeatable Read)是否真的解決幻讀的問題！
正文
開始我先提一下，根據事務的隔離級別不同，會有三種情況發生。即髒讀、不可重複讀、幻讀。這裏我先不提這三種情況的定義，後面在講隔離級別的時候會補上。
這裏，大家記住一點，根據髒讀、不可重複讀、幻讀定義來看(自己總結，官網沒有)，有如下包含關係:
那麼，這張圖怎麼理解呢？
即，如果發生了髒讀，那麼不可重複讀和幻讀是一定發生的。因爲拿髒讀的現象，用不可重複讀，幻讀的定義也能解釋的通。但是反過來，拿不可重複讀的現象，用髒讀的定義就不一定解釋的通了！
假設有表tx_tb如下，pId爲主鍵
| pId | name |
|---|---|
| 1 | zhangsan |
1、讀未提交(READ_UNCOMMITTED)
其實這個從隔離名字就可以看出來，一個事務可以讀到另一個事務未提交的數據！爲了便於說明，我簡單的畫圖說明！
如圖所示，一個事務檢索的數據被另一個未提交的事務給修改了。
官網對髒讀定義的地址爲https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_dirty_read
其內容爲
dirty read
An operation that retrieves unreliable data, data that was updated by another transaction but not yet committed.
翻譯過來就是
檢索操作出來的數據是不可靠的，是可以被另一個未提交的事務修改的！
你會發現，我們的演示結果和官網對髒讀的定義一致。根據我們最開始的推理，如果存在髒讀，那麼不可重複讀和幻讀一定是存在的。
2、讀已提交(READ_COMMITTED)
這個也能看的出來，一個事務能讀到另一個事務已提交的數據！爲了便於說明，我簡單的畫圖說明！
如圖所示，一個事務檢索的數據只能被另一個已提交的事務修改。
官網對不可重複讀定義的地址爲https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_non_repeatable_read
其內容爲
non-repeatable read
The situation when a query retrieves data, and a later query within the same transaction retrieves what should be the same data, but the queries return different results (changed by another transaction committing in the meantime).
翻譯過來就是
一個查詢語句檢索數據，隨後又有一個查詢語句在同一個事務中檢索數據，兩個數據應該是一樣的，但是實際情況返回了不同的結果。！
ps:作者注，這裏的不同結果，指的是在行不變的情況下(專業點說，主鍵索引沒變)，主鍵索引指向的磁盤上的數據內容變了。如果主鍵索引變了，比如新增一條數據或者刪除一條數據，就不是不可重複讀。
顯然，我們這個現象符合不可重複讀的定義。下面，大家做一個思考:
這個不可重複讀的定義，放到髒讀的現象裏是不是也可以說的通。顯然髒讀的現象，也就是讀未提交(READ_UNCOMMITTED)的那個例子，是不是也符合在同一個事務中返回了不同結果！
但是反過來就不一定通了，一個事務A中查詢兩次的結果在被另一個事務B改變的情況下，如果事務B未提交就改變了事務A的結果，就屬於髒讀，也屬於不可重複讀。如果該事務B提交了才改變事務A的結果，就不屬於髒讀，但屬於不可重複讀。
3、可重複讀(REPEATABLE_READ)
這裏，我改變一下順序，先上幻讀的定義
官網對幻讀定義的地址爲https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_phantom
phantom
A row that appears in the result set of a query, but not in the result set of an earlier query. For example, if a query is run twice within a transaction, and in the meantime, another transaction commits after inserting a new row or updating a row so that it matches the WHERE clause of the query.
翻譯過來就是
在一次查詢的結果集裏出現了某一行數據，但是該數據並未出現在更早的查詢結果集裏。例如，在一次事務裏進行了兩次查詢，同時另一個事務插入某一行或更新某一行數據後(該數據符合查詢語句裏where後的條件)，並提交了！
好了，接下來上圖，大家自己評定該現象是否符合幻讀的定義
顯然，該現象是符合幻讀的定義的。同一事務的兩次相同查詢出現不同行。下面，大家做一個思考:
這個幻讀的定義，放到不可重複讀的現象裏是不是也可以說的通。大家自行思考！
反過來就不一定通了。事務第二次查詢出了一個數據，但是該數據並未出現在第一次查詢的結果集裏。如果該數據是修改數據，那麼該現象既屬於不可重複讀，也屬於幻讀。如果該數據是新增或刪除的數據，那該現象就不屬於不可重複讀，但屬於幻讀。
接下來說一下，爲什麼很多文章都產生誤傳，說是可重複讀可以解決幻讀問題！原因出自官網的一句話
(地址是:https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html#innodb-record-locks)
原文內容如下
By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 14.7.4, “Phantom Rows”).
按照原本這句話的意思，應該是
InnoDB默認用了REPEATABLE READ。在這種情況下，使用next-key locks解決幻讀問題！
結果估計，某個國內翻譯人員翻着翻着變成了
InnoDB默認用了REPEATABLE READ。在這種情況下，可以解決幻讀問題！
然後大家繼續你抄我，我抄你，結果你懂的！
顯然，漏了"使用了next-key locks！"這個條件後，意思完全改變，我們在該隔離級別下執行語句
select * from tx_tb where pId >= 1;
是快照讀，是不加任何鎖的，根本不能解決幻讀問題，除非你用
select * from tx_tb where pId >= 1 lock in share mode;
這樣，你就用上了next-key locks，解決了幻讀問題！
4、串行讀(SERIALIZABLE_READ)
在該隔離級別下，所有的select語句後都自動加上lock in share mode。因此，在該隔離級別下，無論你如何進行查詢，都會使用next-key locks。所有的select操作均爲當前讀!
OK,注意看上表紅色部分！就是因爲使用了next-key locks,innodb將PiD=1這條索引記錄，和(1,++∞)這個間隙鎖住了。其他事務要在這個間隙上插數據，就會阻塞，從而防止幻讀發生!
有的人會說，你這第二次查詢的結果，也變了啊，明顯和第一次查詢結果不一樣啊?對此，我只能說，請看清楚啊。這是被自己的事務改的，不是被其他事物修改的。這不算是幻讀，也不是不可重複讀。
總結
上面羅裏吧嗦一大堆，最後來一個表格做總結吧，你面試答這個表就行。上面的一切是爲了這張表做準備！
| 隔離級別 | 髒讀 | 不可重複讀 | 幻讀 |
|---|---|---|---|
| 讀未提交 | 是 | 是 | 是 |
| 不可重複讀 | 否 | 是 | 是 |
| 可重複讀 | 否 | 否 | 是 |
| 串行化 | 否 | 否 | 否 |