MySQL InnoDB事务隔离级别脏读、可重复读、幻读
MySQL InnoDB事务的隔离级别有四级，默认是“可重复读”（REPEATABLE READ）。
· 未提交读（READUNCOMMITTED）。另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据（脏读）。
· 提交读（READCOMMITTED）。本事务读取到的是最新的数据（其他事务提交后的）。问题是，在同一个事务里，前后两次相同的SELECT会读到不同的结果（不重复读）。
· 可重复读（REPEATABLEREAD）。在同一个事务里，SELECT的结果是事务开始时时间点的状态，因此，同样的SELECT操作读到的结果会是一致的。但是，会有幻读现象（稍后解释）。
· 串行化（SERIALIZABLE）。读操作会隐式获取共享锁，可以保证不同事务间的互斥。
四个级别逐渐增强，每个级别解决一个问题。
· 脏读，最容易理解。另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。
· 不重复读。解决了脏读后，会遇到，同一个事务执行过程中，另外一个事务提交了新数据，因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致。
· 幻读。解决了不重复读，保证了同一个事务里，查询的结果都是事务开始时的状态（一致性）。但是，如果另一个事务同时提交了新数据，本事务再更新时，就会“惊奇的”发现了这些新数据，貌似之前读到的数据是“鬼影”一样的幻觉。
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，读起来并不是那么容易让人理解，以下用几个实验对InnoDB的四个事务隔离级别做详细的解释，希望通过实验来加深大家对InnoDB的事务隔离级别理解。
实验一：解释脏读、可重复读问题
更新事务
事务A READ-UNCOMMITTED
事务B READ-COMMITTED,
事务C-1 REPEATABLE-READ
事务C-2 REPEATABLE-READ
事务D SERIALIZABLE
set autocommit =0;
start transaction ;
start transaction;
insert into t(a)values(4);
select * from t;
1,2,3,4(脏读：读取到了未提交的事务中的数据)
select * from t;
1,2,3（解决脏读）
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 (与上面的不在一个事务中，所以读到为事务提交后最新的，所以可读到4)
select * from t:
1,2,3（重复读：由于与上面的在一个事务中，所以只读到事务开始事务的数据，也就是重复读）
select * from t:
1,2,3,4
commit（提交事务，下面的就是一个新的事务，所以可以读到事务提交以后的最新数据）
select * from t:
1,2,3,4
READ-UNCOMMITTED 会产生脏读，基本很少适用于实际场景，所以基本不使用。
实验二：测试READ-COMMITTED与REPEATABLE-READ
事务A
事务B READ-COMMITTED
事务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（重复读：由于与上面的在一个事务中，所以只读到事务开始事务的数据，也就是重复读）
commit（提交事务，下面的就是一个新的事务，所以可以读到事务提交以后的最新数据）
select * from t:
1,2,3,4
REPEATABLE-READ可以确保一个事务中读取的数据是可重复的，也就是相同的读取（第一次读取以后，即使其他事务已经提交新的数据，同一个事务中再次select也并不会被读取）。
READ-COMMITTED只是确保读取最新事务已经提交的数据。
当然数据的可见性都是对不同事务来说的，同一个事务，都是可以读到此事务中最新数据的。
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;
实验三：测试SERIALIZABLE事务对其他的影响
事务A SERIALIZABLE
事务B READ-UNCOMMITTED
事务C READ-COMMITTED,
事务D REPEATABLE-READ
事务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 串行化执行，导致所有其他事务不得不等待事务A结束才行可以执行，这里特意使用了sleep函数，直接导致事务B,C,D,E等待事务A持有释放的锁。由于我sleep了1000秒，而innodb_lock_wait_timeout为120s。所以120s到了就报错HY000错误。
SERIALIZABLE是相当严格的串行化执行模式，不管是读还是写，都会影响其他读取相同的表的事务。是严格的表级读写排他锁。也就失去了innodb引擎的优点。实际应用很少。
实验四：幻读
一些文章写到InnoDB的可重复读避免了“幻读”（phantom read），这个说法并不准确。
做个试验：(以下所有试验要注意存储引擎和隔离级别)
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 |
+-----------------------+-----------------+
试验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, 刚刚明明告诉我没有这条记录的)
如此就出现了幻读，以为表里没有数据，其实数据已经存在了，傻乎乎的提交后，才发现数据冲突了。
试验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
| (怎么多出来一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 |z |
| | 2 |z |
| +------+-------+
|
v
本事务中第一次读取出一行，做了一次更新后，另一个事务里提交的数据就出现了。也可以看做是一种幻读。
------
那么，InnoDB指出的可以避免幻读是怎么回事呢？
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”).
准备的理解是，当隔离级别是可重复读，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，在搜索和扫描index的时候使用的next-keylocks可以避免幻读。
关键点在于，是InnoDB默认对一个普通的查询也会加next-key locks，还是说需要应用自己来加锁呢？如果单看这一句，可能会以为InnoDB对普通的查询也加了锁，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的区别又在哪里呢？
MySQL manual里还有一段：
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.
我的理解是说，InnoDB提供了next-key locks，但需要应用程序自己去加锁。manual里提供一个例子：
SELECT * FROM child WHERE id> 100 FOR UPDATE;
这样，InnoDB会给id大于100的行（假如child表里有一行id为102），以及100-102，102+的gap都加上锁。
可以使用showinnodb status来查看是否给表加上了锁。
再看一个实验，要注意，表t_bitfly里的id为主键字段。
实验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加的锁，只锁住了id<=1的范围，可以成功添加id为2的记录，添加id为0的记录时就会等待锁的释放。
MySQL manual里对可重复读里的锁的详细解释：
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.
------
一致性读和提交读，先看实验，
实验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
如果使用普通的读，会得到一致性的结果，如果使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。
本身，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，如果保证了可重复读，就会看不到其他事务的提交，违背了提交读；如果保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。
可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以使用加锁读去查询最新的数据。
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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结论：MySQLInnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需要应用使用加锁读来保证。而这个加锁度使用到的机制就是next-keylocks。
