引言
大家在面试中一定碰到过
说说事务的隔离级别吧？
老实说，事务隔离级别这个问题，无论是校招还是社招，面试官都爱问！然而目前网上很多文章，说句实在话啊，我看了后我都怀疑作者弄懂没!因为他们对可重复读(Repeatable Read)和串行化（serializable）的解析实在是看的我一头雾水！
再加上很多书都说可重复读解决了幻读问题，比如《mysql技术内幕--innodb存储引擎》等，不一一列举了，因此网上关于事务隔离级别的文章大多是有问题的，所以再开一文说明！
本文所讲大部分内容，皆有官网作为佐证，因此对本文内容你可以看完后，你完全可以当概念记在脑海里，除非官网的开发手册是错的，否则应当无误！
另外，本文会重点说一下
可重复读(Repeatable Read)是否真的解决幻读的问题！
正文
开始我先提一下，根据事务的隔离级别不同，会有三种情况发生。即脏读、不可重复读、幻读。这里我先不提这三种情况的定义，后面在讲隔离级别的时候会补上。
这里，大家记住一点，根据脏读、不可重复读、幻读定义来看(自己总结，官网没有)，有如下包含关系:
那么，这张图怎么理解呢？
即，如果发生了脏读，那么不可重复读和幻读是一定发生的。因为拿脏读的现象，用不可重复读，幻读的定义也能解释的通。但是反过来，拿不可重复读的现象，用脏读的定义就不一定解释的通了！
假设有表tx_tb如下，pId为主键
| pId | name |
|---|---|
| 1 | zhangsan |
1、读未提交(READ_UNCOMMITTED)
其实这个从隔离名字就可以看出来，一个事务可以读到另一个事务未提交的数据！为了便于说明，我简单的画图说明！
如图所示，一个事务检索的数据被另一个未提交的事务给修改了。
官网对脏读定义的地址为https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_dirty_read
其内容为
**dirty read
An operation that retrieves unreliable data, data that was updated by another transaction but not yet committed.
**
翻译过来就是
检索操作出来的数据是不可靠的，是可以被另一个未提交的事务修改的！
你会发现，我们的演示结果和官网对脏读的定义一致。根据我们最开始的推理，如果存在脏读，那么不可重复读和幻读一定是存在的。
2、读已提交(READ_COMMITTED)
这个也能看的出来，一个事务能读到另一个事务已提交的数据！为了便于说明，我简单的画图说明！
如图所示，一个事务检索的数据只能被另一个已提交的事务修改。
官网对不可重复读定义的地址为https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_non_repeatable_read
其内容为
**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).
**
翻译过来就是
一个查询语句检索数据，随后又有一个查询语句在同一个事务中检索数据，两个数据应该是一样的，但是实际情况返回了不同的结果。！
ps:作者注，这里的不同结果，指的是在行不变的情况下(专业点说，主键索引没变)，主键索引指向的磁盘上的数据内容变了。如果主键索引变了，比如新增一条数据或者删除一条数据，就不是不可重复读。
显然，我们这个现象符合不可重复读的定义。下面，大家做一个思考:
- 这个不可重复读的定义，放到脏读的现象里是不是也可以说的通。显然脏读的现象，也就是读未提交(READ_UNCOMMITTED)的那个例子，是不是也符合在同一个事务中返回了不同结果！
- 但是反过来就不一定通了，一个事务A中查询两次的结果在被另一个事务B改变的情况下，如果事务B未提交就改变了事务A的结果，就属于脏读，也属于不可重复读。如果该事务B提交了才改变事务A的结果，就不属于脏读，但属于不可重复读。
3、可重复读(REPEATABLE_READ)
这里，我改变一下顺序，先上幻读的定义
官网对幻读定义的地址为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.
翻译过来就是
在一次查询的结果集里出现了某一行数据，但是该数据并未出现在更早的查询结果集里。例如，在一次事务里进行了两次查询，同时另一个事务插入某一行或更新某一行数据后(该数据符合查询语句里where后的条件)，并提交了！
好了，接下来上图，大家自己评定该现象是否符合幻读的定义
显然，该现象是符合幻读的定义的。同一事务的两次相同查询出现不同行。下面，大家做一个思考:
- 这个幻读的定义，放到不可重复读的现象里是不是也可以说的通。大家自行思考！
- 反过来就不一定通了。事务第二次查询出了一个数据，但是该数据并未出现在第一次查询的结果集里。如果该数据是修改数据，那么该现象既属于不可重复读，也属于幻读。如果该数据是新增或删除的数据，那该现象就不属于不可重复读，但属于幻读。
接下来说一下，为什么很多文章都产生误传，说是可重复读可以解决幻读问题！原因出自官网的一句话
(地址是:https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html#innodb-record-locks)
原文内容如下
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”).
按照原本这句话的意思，应该是
InnoDB默认用了REPEATABLE READ。在这种情况下，使用next-key locks解决幻读问题！
结果估计，某个国内翻译人员翻着翻着变成了
InnoDB默认用了REPEATABLE READ。在这种情况下，可以解决幻读问题！
然后大家继续你抄我，我抄你，结果你懂的！
显然，漏了"使用了next-key locks！"这个条件后，意思完全改变，我们在该隔离级别下执行语句
select * from tx_tb where pId >= 1;
是快照读，是不加任何锁的，根本不能解决幻读问题，除非你用
select * from tx_tb where pId >= 1 lock in share mode;
这样，你就用上了next-key locks，解决了幻读问题！
4、串行读(SERIALIZABLE_READ)
在该隔离级别下，所有的select语句后都自动加上lock in share mode。因此，在该隔离级别下，无论你如何进行查询，都会使用next-key locks。所有的select操作均为当前读!
OK,注意看上表红色部分！就是因为使用了next-key locks,innodb将PiD=1这条索引记录，和(1,++∞)这个间隙锁住了。其他事务要在这个间隙上插数据，就会阻塞，从而防止幻读发生!
有的人会说，你这第二次查询的结果，也变了啊，明显和第一次查询结果不一样啊?对此，我只能说，请看清楚啊。这是被自己的事务改的，不是被其他事物修改的。这不算是幻读，也不是不可重复读。
总结
上面罗里吧嗦一大堆，最后来一个表格做总结吧，你面试答这个表就行。上面的一切是为了这张表做准备！
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| 读未提交 | 是 | 是 | 是 |
| 不可重复读 | 否 | 是 | 是 |
| 可重复读 | 否 | 否 | 是 |
| 串行化 | 否 | 否 | 否 |