MySQL InnoDB事務的隔離級別有四級，默認是“可重復讀”（REPEATABLE READ）。
· 未提交讀（READUNCOMMITTED）。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據（臟讀）。
· 提交讀（READCOMMITTED）。本事務讀取到的是最新的數據（其他事務提交后的）。問題是，在同一個事務里，前后兩次相同的SELECT會讀到不同的結果（不重復讀）。
· 可重復讀（REPEATABLEREAD）。在同一個事務里，SELECT的結果是事務開始時時間點的狀態，因此，同樣的SELECT操作讀到的結果會是一致的。但是，會有幻讀現象（稍后解釋）。
· 串行化（SERIALIZABLE）。讀操作會隱式獲取共享鎖，可以保證不同事務間的互斥。
四個級別逐漸增強，每個級別解決一個問題。
· 臟讀，最容易理解。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據。
· 不重復讀。解決了臟讀后，會遇到，同一個事務執行過程中，另外一個事務提交了新數據，因此本事務先后兩次讀到的數據結果會不一致。
· 幻讀。解決了不重復讀，保證了同一個事務里，查詢的結果都是事務開始時的狀態（一致性）。但是，如果另一個事務同時提交了新數據，本事務再更新時，就會“驚奇的”發現了這些新數據，貌似之前讀到的數據是“鬼影”一樣的幻覺。
CREATETABLE `t` (
`a` int(11) NOT NULL PRIMARY KEY
) ENGINE=InnoDBDEFAULT CHARSET=utf8;
insertINTO t(a)values(1),(2),(3);
上面的文字，讀起來并不是那么容易讓人理解，以下用幾個實驗對InnoDB的四個事務隔離級別做詳細的解釋，希望通過實驗來加深大家對InnoDB的事務隔離級別理解。
實驗一：解釋臟讀、可重復讀問題
更新事務 | 事務A READ-UNCOMMITTED | 事務B READ-COMMITTED, | 事務C-1 REPEATABLE-READ | 事務C-2 REPEATABLE-READ | 事務D SERIALIZABLE |
set autocommit =0; | |||||
start transaction ; | start transaction; | ||||
insert into t(a)values(4); | |||||
select * from t; 1,2,3,4(臟讀：讀取到了未提交的事務中的數據) | select * from t; 1,2,3（解決臟讀） | select * from t; 1,2,3 | select * from t; 1,2,3 | select * from t; 1,2,3 | |
commit; | |||||
select * from t: 1,2,3,4 | select * from t: 1,2,3,4 | select * from t: 1,2,3,4 (與上面的不在一個事務中，所以讀到為事務提交后最新的，所以可讀到4) | select * from t: 1,2,3（重復讀：由于與上面的在一個事務中，所以只讀到事務開始事務的數據，也就是重復讀） | select * from t: 1,2,3,4 | |
commit（提交事務，下面的就是一個新的事務，所以可以讀到事務提交以后的最新數據） | |||||
select * from t: 1,2,3,4 | |||||
READ-UNCOMMITTED 會產生臟讀，基本很少適用于實際場景，所以基本不使用。 | |||||
實驗二：測試READ-COMMITTED與REPEATABLE-READ
事務A | 事務B READ-COMMITTED | 事務C REPEATABLE-READ |
set autocommit =0; | ||
start transaction ; | start transaction; | start transaction; |
insert into t(a)values(4); | ||
select * from t; 1,2,3 | select * from t; 1,2,3 | |
commit; | ||
select * from t: 1,2,3,4 | select * from t: 1,2,3（重復讀：由于與上面的在一個事務中，所以只讀到事務開始事務的數據，也就是重復讀） | |
commit（提交事務，下面的就是一個新的事務，所以可以讀到事務提交以后的最新數據） | ||
select * from t: 1,2,3,4 | ||
REPEATABLE-READ可以確保一個事務中讀取的數據是可重復的，也就是相同的讀取（第一次讀取以后，即使其他事務已經提交新的數據，同一個事務中再次select也并不會被讀取）。 READ-COMMITTED只是確保讀取最新事務已經提交的數據。 | ||
當然數據的可見性都是對不同事務來說的，同一個事務，都是可以讀到此事務中最新數據的。
starttransaction;
insertinto t(a)values(4);
select *from t;
1,2,3,4;
insertinto t(a)values(5);
select *from t;
1,2,3,4,5;
實驗三：測試SERIALIZABLE事務對其他的影響
事務A SERIALIZABLE | 事務B READ-UNCOMMITTED | 事務C READ-COMMITTED, | 事務D REPEATABLE-READ | 事務E SERIALIZABLE |
set autocommit =0; | ||||
start transaction ; | start transaction; | |||
select a from t union all select sleep(1000) from dual; | ||||
insert into t(a)values(5); | insert into t(a)values(5); | insert into t(a)values(5); | insert into t(a)values(5); | |
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction | ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction | ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction | ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction | |
SERIALIZABLE 串行化執行，導致所有其他事務不得不等待事務A結束才行可以執行，這里特意使用了sleep函數，直接導致事務B,C,D,E等待事務A持有釋放的鎖。由于我sleep了1000秒，而innodb_lock_wait_timeout為120s。所以120s到了就報錯HY000錯誤。 | ||||
SERIALIZABLE是相當嚴格的串行化執行模式，不管是讀還是寫，都會影響其他讀取相同的表的事務。是嚴格的表級讀寫排他鎖。也就失去了innodb引擎的優點。實際應用很少。 | ||||
實驗四：幻讀
一些文章寫到InnoDB的可重復讀避免了“幻讀”（phantom read），這個說法并不準確。
做個試驗：(以下所有試驗要注意存儲引擎和隔離級別)
mysql>show create table t_bitfly/G;
CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk
mysql>select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+
試驗4-1：
tSessionA Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
|
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry '1' for key 1
v (shit,剛剛明明告訴我沒有這條記錄的)
如此就出現了幻讀，以為表里沒有數據，其實數據已經存在了，傻乎乎的提交后，才發現數據沖突了。
試驗4-2：
tSessionA Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, 'b');
|
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
|
| UPDATE t_bitfly SET value='z';
| Rows matched: 2 Changed:2 Warnings: 0
| (怎么多出來一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |z |
| | 2 |z |
| +------+-------+
|
v
本事務中第一次讀取出一行，做了一次更新后，另一個事務里提交的數據就出現了。也可以看做是一種幻讀。
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那么，InnoDB指出的可以避免幻讀是怎么回事呢？
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.html
By default, InnoDB operatesin REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlogsystem variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searchesand index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoidingthe Phantom Problem Using Next-Key Locking”).
準備的理解是，當隔離級別是可重復讀，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情況下，在搜索和掃描index的時候使用的next-keylocks可以避免幻讀。
關鍵點在于，是InnoDB默認對一個普通的查詢也會加next-key locks，還是說需要應用自己來加鎖呢？如果單看這一句，可能會以為InnoDB對普通的查詢也加了鎖，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的區別又在哪里呢？
MySQL manual里還有一段：
13.2.8.5. Avoiding the PhantomProblem Using Next-Key Locking (http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html)
Toprevent phantoms, InnoDB usesan algorithm called next-key locking that combinesindex-row locking with gap locking.
Youcan use next-key locking to implement a uniqueness check in your application:If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row youare going to insert, then you can safely insert your row and know that thenext-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyonemeanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key lockingenables you to “lock” the nonexistence of something in your table.
我的理解是說，InnoDB提供了next-key locks，但需要應用程序自己去加鎖。manual里提供一個例子：
SELECT * FROM child WHERE id> 100 FOR UPDATE;
這樣，InnoDB會給id大于100的行（假如child表里有一行id為102），以及100-102，102+的gap都加上鎖。
可以使用showinnodb status來查看是否給表加上了鎖。
再看一個實驗，要注意，表t_bitfly里的id為主鍵字段。
實驗4-3：
t SessionA Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly
| WHERE id<=1
| FOR UPDATE;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, 'b');
| Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (0, '0');
| (waiting for lock ...
| then timeout)
| ERROR 1205 (HY000):
| Lock wait timeout exceeded;
| try restarting transaction
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |a |
| +------+-------+
v
可以看到，用id<=1加的鎖，只鎖住了id<=1的范圍，可以成功添加id為2的記錄，添加id為0的記錄時就會等待鎖的釋放。
MySQL manual里對可重復讀里的鎖的詳細解釋：
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/set-transaction.html#isolevel_repeatable-read
Forlocking reads (SELECT with FORUPDATE or LOCK IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements, lockingdepends on whether the statement uses a unique index with a unique searchcondition, or a range-type search condition. For a unique index with a uniquesearch condition, InnoDB locksonly the index record found, not the gap before it. For other searchconditions, InnoDB locksthe index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record)locks to block insertions by other sessions into the gaps covered by the range.
------
一致性讀和提交讀，先看實驗，
實驗4-4：
tSessionA Session B
|
| STARTTRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 |a |
| +----+-------+
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (2, 'b');
|
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 |a |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 |a |
| | 2 |b |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 |a |
| | 2 |b |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 |a |
| +----+-------+
v
如果使用普通的讀，會得到一致性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結果。
本身，可重復讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務里，如果保證了可重復讀，就會看不到其他事務的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導致前后兩次讀到的結果不一致，違背了可重復讀。
可以這么講，InnoDB提供了這樣的機制，在默認的可重復讀的隔離級別里，可以使用加鎖讀去查詢最新的數據。
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-consistent-read.html
Ifyou want to see the “freshest” state of the database, you should use either theREAD COMMITTED isolation level or a locking read:
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
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結論：MySQLInnoDB的可重復讀并不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖度使用到的機制就是next-keylocks。
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文章幻讀部分直接轉載了bitfly的文章： http://blog.bitfly.cn/post/mysql-innodb-phantom-read/
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