原文地址：http://blog.csdn.net/qiaoge134/article/details/20031949
事务的隔离级别：
先说说 （通俗说）
1. 脏读：是一个事务读取了 其他事务没有提交的数据。
2.不可重复度：就是第一次读和第二次读，两次读到的 数据不一致，原因是：在此期间有其他的事务修改了数据。
3.幻读：就是第一次读和第二次读，两次读到的 数据不一致，
原因是：在此期间有事务插入了新的数据(区别于不可重复读：不可重复读是 对于修改操作而言，幻读对插入造作而言)
事务的隔离级别有：read-uncommite（读没提交）,read-commite（读已提交）,none-repeatedRead（不可重复度）,serializable（序列化，顺序化）
一般的 数据库都不存在 第一种read-uncommite的情况。
一般数据库都有自己默认的事务隔离级别；一般情况是 read-commite,这个解决了脏读的问题，并且效率高 。
人们为了让 数据库的效率高并且可以隔离级别高，就出来了 “乐观锁”和“悲观锁”的思想。
简单理解：乐观锁：当一个事务读取数据后，要进行操作，在操作前 为数据加一个版本信息（version），当在操作期间有其他事物对改数据进行了操作，那么版本信息就会变
化，这样当改事务执行结束后判断一下版本信息，如果没变，那么提交事务，如果改变了，那么重复执行上述操作---这就是乐观锁的思想，很多地方用到这个思想，比如安卓的
数据库sqlite就又到了version。
悲观锁：是当一个事务对 数据进行操作的时候对数据加“锁”,在此事务没有提交之前，其他事务是不能操作该数据的，只有这个事务结束提交后，其他事物才能对它进行操作。
当然，很明显，乐观锁的性能要优于悲观锁。。。
原文地址：http://blog.sina.com.cn/s/blog_4c197d420101awhc.html
关于MySQL的事务处理及隔离级别
事务是DBMS得执行单位。它由有限得数据库操作序列组成得。但不是任意得数据库操作序列都能成为事务。一般来说，事务是必须满足4个条件（ACID）
原子性（Autmic）：事务在执行性，要做到“要么不做，要么全做！”，就是说不允许事务部分得执行。即使因为故障而使事务不能完成，在rollback时也要消除对数据库得影响！
一致性（Consistency）：事务操作之后,数据库所处的状态和业务规则是一致的;比如a,b账户相互转账之后，总金额不变！
隔离性（Isolation）：如果多个事务并发执行，应像各个事务独立执行一样！
持久性（Durability）：事务提交后被持久化到数据库.
MYSQL的事务处理主要有两种方法。
1、用BEGIN,ROLLBACK,COMMIT来实现
开始：START TRANSACTION或BEGIN语句可以开始一项新的事务
提交：COMMIT可以提交当前事务，是变更成为永久变更
回滚：ROLLBACK可以回滚当前事务，取消其变更
2、直接用set来改变mysql的自动提交模式
MYSQL默认是自动提交的，也就是你提交一个QUERY，它就直接执行！
我们可以通过set autocommit=0 禁止自动提交
set autocommit=1 开启自动提交
来实现事务的处理。
但注意当你用 set autocommit=0 的时候，你以后所有的SQL都将做为事务处理，直到你用commit确认或rollback结束，并且只用于当前连接。
※ MYSQL中只有INNODB和BDB类型的数据表才能支持事务处理！其他的类型是不支持！
自己的理解(关于脏读，不可重复读，幻读)
※脏读：一个事务读取了另一个未提交的并行事务写的数据。
(事务T1更新了一行记录的内容，但是并没有提交所做的修改。事务T2读取更新后的行，然后T1执行回滚操作，取消了刚才所做的修改。现在T2所读取的行就无效了。)
exp:
小明的分数为89,事务A中把他的分数改为98,但事务A尚未提交。
与此同时，
事务B正在读取小明的分数，读取到小明的分数为98。
随后，
事务A发生异常，而回滚了事务。小明的分数又回滚为89。
最后，
事务B读取到的小明的分数为98的数据即为脏数据，事务B做了一次脏读。
(大部分数据库缺省的事物隔离级别都不会出现这种状况)
※不可重复读：一个事务重新读取前面读取过的数据，发现该数据已经被另一个已提交的事务修改过。
(事务T1读取一行记录，紧接着事务T2修改了T1刚才读取的那一行记录。然后T1又再次读取这行记录，发现与刚才读取的结果不同。这就称为“不可重复”读，因为T1原来读取的那行记录已经发生了变化。)
exp：
在事务A中，读取到小明的分数为89，操作没有完成，事务还没提交。
与此同时，
事务B把小明的分数改为98，并提交了事务。
随后，
在事务A中，再次读取小明的分数，此时工资变为98。在一个事务中前后两次读取的结果并不致，导致了不可重复读。
※幻读：一个事务重新执行一个查询，返回一套符合查询条件的行，发现这些行因为其他最近提交的事务而发生了改变。
(事务T1读取一条指定的WHERE子句所返回的结果集。然后事务T2新插入 一行记录，这行记录恰好可以满足T1所使用的查询条件中的WHERE 子句的条件。然后T1又使用相同的查询再次对表进行检索，但是此时却看到了事务T2刚才插入的新行。这个新行就称为“幻像”，因为对T1来说这一行就像突 然出现的一样。)
exp：
目前分数为90分以上的的学生有15人，事务A读取所有分数为90分以上的的学生人数有15人。
此时，事务B插入一条分数为99的学生记录。
这是，事务A再次读取90分以上的的学生，记录为16人。此时产生了幻读。
(大部分数据库缺省的事物隔离级别都会出现这种状况，此种事物隔离级别将带来表级锁)
事务隔离级别描述：
READ UNCOMMITTED：幻读，不可重复读和脏读均允许；
READ COMMITTED：允许幻读和不可重复读，但不允许脏读；
REPEATABLE READ：允许幻读，但不允许不可重复读和脏读；
SERIALIZABLE:幻读，不可重复读和脏读都不允许；
ORACLE默认的是 READ COMMITTED。
MYSQL默认的是 REPEATABLE READ。
如果数据库的隔离级别为REAE_UNCOMMITTED， 则其他线程可以看到未提交的数据， 因此就出现脏读；
如果数据库隔离级别设为READ_COMMITTED，即没提交的数据别人是看不见的，就避免了脏读；但是，正在读取的数据只获得了读取锁，读完之后就解锁，不管当前事务有没有结束，这样就容许其他事务修改本事务正在读取的数据。导致不可重复读。
REPEATABLE READ因为对正在操作的数据加锁，并且只有等到事务结束才放开锁， 则可以避免不可重复读；
REPEATABLE READ只能保证正在被本事务操作的数据不被其他事务修改，却无法保证有其他事务提交新的数据。 则有可能线程1在操作表T1的时候（特别是统计性的事务），其他线程仍然可以提交新数据到表T1，这样会导致线程1两次统计的结果不一致，就像发生幻觉一样。
SERIALIZABLE因为获得范围锁，且事务是一个接着一个串行执行，则保证了不会发生幻读。
由此可见，隔离级别越高，受其他事物干扰越少，并发性能越差。
二个或以上事务在操作同一个共享记录集时，可能会出现的问题：
（A）脏读 （B）不可重复读 （C）幻读
隔离级别：
（1）read-uncommit, （2）read-commit, （3）read-repeatable, （4）read-serializable
都是用来阻止上面的问题的，其中：
（1）什么都阻止不了。
（2）阻止（A）
（3）阻止（A）（B）
（4）阻止（A）（B）（C）
(1)->(4)隔离级别越高，性能损失越大。
修改事务的隔离级别：
在MySQL中默认事务隔离级别是可重复读(Repeatable read).可通过SQL语句查询：
查看InnoDB系统级别的事务隔离级别：
mysql> SELECT @@global.tx_isolation;
结果：
+-----------------------+
| @@global.tx_isolation |
+-----------------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------------+
查看InnoDB会话级别的事务隔离级别：
mysql> SELECT @@tx_isolation;
结果：
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
修改事务隔离级别：
mysql> set global transaction isolation level read committed;
mysql> set session transaction isolation level read committed;
http://blog.csdn.net/endlu/article/details/51531397
Mysql事务隔离级别与锁
数据库的事务有几种特性，例如一致性和隔离性，一般通过加锁来实现。同时数据库又是一个高并发的应用，如果加锁过度或者不当将严重影响性能。数据库提供了几种隔离级别来供选择，本文通过解析InnoDB的加锁机制是如何实现几种隔离级别，来更深刻的理解mysql的锁。
两阶段锁
首先，事务的所操作分为两个阶段：加锁和解锁，两者不想交。因为事务开始时，并不知道会用到哪些数据，所以加锁阶段随着事务的执行，可能一直在执行。事务结束时，一起将锁释放。注意：不相交！这是两阶段锁的原则，但是有时为了效率也会违反，后面再详述。这种方法由于加锁不是一次获取全部的锁，可能出现死锁，但是事务的并发调度是串行化的。
四种隔离级别：
- Read Uncommit：未提交读。允许脏读。
- Read Commit ： 提交读。只能读到其他事务已提交的内容。允许不重复读。
- Repeated Read ： 可重复读。同一个事务内的查询与事务开始时是一致的。允许幻读。Mysql默认的级别。
- Serializable ： 串行化的读。每次读都要获取表级锁，读写互相阻塞。
Read Uncommit一般不会使用到，并且没有加锁，所以不讨论。
Serializable也比较简单粗暴，串行化的读写就不会有问题，但是效率低下，称为悲观锁。相对于悲观锁，乐观锁在一定程度上环节了效率的问题。乐观锁大多是基于八本纪录机制实现的，在mysql中为MVCC（多版本并发控制）。我们主要来谈MVCC和RC、RR。
InnoDB总为每一行后面加入了两个隐藏的列，来实现MVCC。这两个列分别纪录了数据最后一次被哪个事务创建、更新的事务号；该事物是否被删除，被删除的事务的事务号。事务号是递增的。虽然这格外增加的存储空间，每一行都要存储额外的历史版本，而且还要定期删除。但是多版本的实现，为大多数的读惭怍提供了方便：读数据只需要根据事务号来读取某一历史版本，不用再担心并发读写的问题而加锁，效率高，并且可以实现隔离级别中要求的只读取符合条件的值。我们称这种读叫快照读，相反如果读取当前的最新数据叫当前读。mysql在RC/RR下的普通select都为快照读，不用加锁。
在RR级别下，各种操作在MVCC下会有怎么样的效果呢？
- select时，读取版本号<=当前事务号并且删除版本号为空或>当前事务号的行。
- insert，保存事务号为当前事务号。
- delete，保存当前事务号为删除版本号。
- update，创建新的一行，保存事务号为当前事务号。
快照读/当前读
说完MVCC，我们回到隔离级别。上面说的隔离级别的介绍中，关于RR不能解决幻读的问题，是耳熟能详的，到处都是这么写的。但是实际呢？经过实验，session A select * from test where age = 12； 然后Session B插入一个age=12的行，Session A再次select，并没有返回新插入的行。由此可见Mysql中幻读的读问题已经解决了。原理就是上文提到的快照读。但是，当前读的冲突问题呢？
- 快照读：
- select * from test where ... ;
- 当前读：
- select * from test where ... in share mode ;
- select * from test where ... for update ;
- insert
- update
- delete
为了解决当前读的幻读问题，Mysql使用了Next-key锁。就是GAP（间隙锁）和行锁的合并。行锁可以避免并发修改同一行带来的问题，但是插入操作呢？间隙锁GAP就是为了解决这个问题。
在RC级别中，表test，age为主键：
- A：select * from test where age = 10; 返回一条记录
- A：update test set name = ‘a’ where age = 10;
- B：insert into test values（10，‘b’）;
- B：commit；
- A：select * from test where age = 10; 返回两条记录
- A：commit ;
在RR级别中，重新进行这个实验，A的第二次读，仍然返回一条记录。因为在步骤二中，不止对age=10的行加了行锁，还有间隙锁。session B的插入将被阻塞，等待获取锁，A提交后才能被执行。
InnoDB行锁
上面说到，InnoDB当前读，会对行加锁，防止并发问题。这里有个前提：where条件是索引，可以通过索引来过滤行来对指定行加锁。如果不是索引，InnoDB会对所有行加锁，但是为了提供并发效率。等存储系统返回数据后，会过滤后再对不符合条件的行释放锁。还记得本文开头介绍两阶段锁时，说过有时为了效率会违反这个原则么。就是现在所说的这种情况。先获取全部锁，再释放掉多余的锁。
特殊情况
这里举一个例子：
- A：select * from test where age = 10; 返回一条记录
- B：insert into test values（10，‘b’）;
- B：commit；
- A：update test set name = ‘qwe’where age = 10；
- A：select * from test where age = 10; 返回两条记录
这里A的前后两次读，均为快照读，而且是在同一个事务中。但是B先插入直接提交，此时A再update，update属于当前读，所以可以作用于新插入的行，并且将改行的当前版本号设为A的事务号，所以第二次的快照读，是可以读取到的，因为同事务号。这种情况符合MVCC的规则，如果要称为一种幻读也非不可，算为一个特殊情况来看待吧。
