新說MySQL事務隔離級別！
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，我看了后我都懷疑作者弄懂沒！因為他們對可重復讀(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復讀解決了幻讀問題，比如《mysql技術內幕--innodb存儲引擎》等，不一一列舉了，因此網上關于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，皆有官網作為佐證，因此對本文內容你可以看完后，你完全可以當概念記在腦海里，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
可重復讀(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。即臟讀、不可重復讀、幻讀。這里我先不提這三種情況的定義，后面在講隔離級別的時候會補上。
這里，大家記住一點，根據臟讀、不可重復讀、幻讀定義來看(自己總結，官網沒有)，有如下包含關系：
那么，這張圖怎么理解呢?
即，如果發生了臟讀，那么不可重復讀和幻讀是一定發生的。因為拿臟讀的現象，用不可重復讀，幻讀的定義也能解釋的通。但是反過來，拿不可重復讀的現象，用臟讀的定義就不一定解釋的通了!
假設有表tx_tb如下，pId為主鍵
讀未提交
即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!為了便于說明，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。
官網對臟讀定義的地址為https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_dirty_read
其內容為
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臟讀的定義一致。根據我們最開始的推理，如果存在臟讀，那么不可重復讀和幻讀一定是存在的。
讀已提交
即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!為了便于說明，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。
官網對不可重復讀定義的地址為
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_non_repeatable_read
其內容為
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，隨后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。(同時被另一個正在提交的事務修改了)!
ps:作者注，這里的不同結果，指的是在行不變的情況下(專業點說，主鍵索引沒變)，但是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，就不是不可重復讀。
顯然，我們這個現象符合不可重復讀的定義。下面，大家做一個思考:
- 這個不可重復讀的定義，放到臟讀的現象里是不是也可以說的通。顯然臟讀的現象，也就是讀未提交的那個例子，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，就屬于臟讀，也屬于不可重復讀。如果該事務B提交了才改變事務A的結果，就不屬于臟讀，但屬于不可重復讀。
可重復讀
即REPEATABLE_READ。這里，我改變一下順序，先上幻讀的定義
官網對幻讀定義的地址為
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里出現了某一行數據，但是該數據并未出現在更早的查詢結果集里。例如，在一次事務里進行了兩次查詢，同時另一個事務插入某一行或更新某一行數據后(該數據符合查詢語句里where后的條件)，并提交了!
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，放到上面不可重復讀的現象里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，但是該數據并未出現在***次查詢的結果集里。如果該數據是修改數據，那么該現象既屬于不可重復讀，也屬于幻讀。如果該數據是新增或刪除的數據，那該現象就不屬于不可重復讀，但屬于幻讀。
接下來說一下，為什么很多文章都產生誤傳，說是可重復讀可以解決幻讀問題!原因出自官網的一句話
地址：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著翻著變成了
InnoDB默認用了REPEATABLE READ。在這種情況下，可以解決幻讀問題!
然后大家繼續你抄我，我抄你，結果你懂的!
顯然，漏了"使用了next-key locks!"這個條件后，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，才能解決幻讀問題!
串行讀
即SERIALIZABLE_READ。在該隔離級別下，所有的select語句后都自動加上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操作均為當前讀!
OK,注意看上表紅色部分!就是因為在該隔離級別下使用了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***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，也不是不可重復讀。
總結
上面羅里吧嗦一大堆，***來一個表格做總結吧，你面試答這個表就行。上面的一切是為了這張表做準備!
