数据库隔离级别有四种，应用《高性能mysql》一书中的说明：

然后说说修改事务隔离级别的方法：

1.全局修改，修改mysql.ini配置文件，在最后加上

1 #可选参数有：READ-UNCOMMITTED, READ-COMMITTED, REPEATABLE-READ, SERIALIZABLE.
2 [mysqld]
3 transaction-isolation = REPEATABLE-READ

这里全局默认是REPEATABLE-READ,其实MySQL本来默认也是这个级别

2.对当前session修改，在登录mysql客户端后，执行命令：

要记住mysql有一个autocommit参数，默认是on，他的作用是每一条单 独的查询都是一个事务，并且自动开始，自动提交（执行完以后就自动结束了，如果你要适用select for update，而不手动调用 start transaction，这个for update的行锁机制等于没用，因为行锁在自动提交后就释放了），所以事务隔离级别和锁机制即使你不显式调用start transaction，这种机制在单独的一条查询语句中也是适用的，分析锁的运作的时候一定要注意这一点

再来说说锁机制：
共享锁：由读表操作加上的锁，加锁后其他用户只能获取该表或行的共享锁，不能获取排它锁，也就是说只能读不能写

排它锁：由写表操作加上的锁，加锁后其他用户不能获取该表或行的任何锁，典型是mysql事务中

start transaction;

select * from user where userId = 1 for update;

执行完这句以后

　　1）当其他事务想要获取共享锁，比如事务隔离级别为SERIALIZABLE的事务，执行

　　select * from user;

 　　将会被挂起，因为SERIALIZABLE的select语句需要获取共享锁

　　2）当其他事务执行

　　select * from user where userId = 1 for update;

　　update user set userAge = 100 where userId = 1; 

　　也会被挂起，因为for update会获取这一行数据的排它锁，需要等到前一个事务释放该排它锁才可以继续进行

锁的范围:

行锁: 对某行记录加上锁

表锁: 对整个表加上锁

这样组合起来就有,行级共享锁,表级共享锁,行级排他锁,表级排他锁

mysql提供了3种事务型存储引擎，InnDB、NDB Cluster和Falcon。详细介绍见MySQL存储引擎比较

一个事务执行的任何过程中都可以获得锁，但是只有事务提交或回滚的时候才释放这些锁。这些都是隐式锁定，也可以显式锁定，InnoDB支持显式锁定，例如：

SELECT .... LOCK IN SHARE MODE (加共享锁)

SELECT .....FOR UPDATE(加排他锁)

下面来说说不同的事务隔离级别的实例效果，例子使用InnoDB，开启两个客户端A，B，在A中修改事务隔离级别，在B中开启事务并修改数据，然后在A中的事务查看B的事务修改效果：

1.READ-UNCOMMITTED(读取未提交内容)级别

　　1）A修改事务级别并开始事务，对user表做一次查询

　　2)B更新一条记录

　　3）此时B事务还未提交，A在事务内做一次查询，发现查询结果已经改变

　　4）B进行事务回滚

　　5）A再做一次查询，查询结果又变回去了

　　6）A表对user表数据进行修改

　　7）B表重新开始事务后，对user表记录进行修改，修改被挂起，直至超时，但是对另一条数据的修改成功，说明A的修改对user表的数据行加行共享锁(因为可以使用select)

　　可以看出READ-UNCOMMITTED隔离级别，当两个事务同时进行时，即使事务没有提交，所做的修改也会对事务内的查询做出影响，这种级别显然很不安全。但是在表对某行进行修改时，会对该行加上行共享锁

2. READ-COMMITTED（读取提交内容）

　　1）设置A的事务隔离级别，并进入事务做一次查询

　　2）B开始事务，并对记录进行修改

　　3）A再对user表进行查询，发现记录没有受到影响

　　4）B提交事务

　　5）A再对user表查询，发现记录被修改

　　6）A对user表进行修改

　　7）B重新开始事务，并对user表同一条进行修改，发现修改被挂起，直到超时，但对另一条记录修改，却是成功，说明A的修改对user表加上了行共享锁(因为可以select)

　　READ-COMMITTED事务隔离级别，只有在事务提交后，才会对另一个事务产生影响，并且在对表进行修改时，会对表数据行加上行共享锁

3. REPEATABLE-READ(可重读)

　　1）A设置事务隔离级别，进入事务后查询一次

　　2）B开始事务，并对user表进行修改

　　3）A查看user表数据，数据未发生改变

　　4）B提交事务

　　5）A再进行一次查询，结果还是没有变化

　　6）A提交事务后，再查看结果，结果已经更新

　　7）A重新开始事务，并对user表进行修改

　　8）B表重新开始事务，并对user表进行修改，修改被挂起，直到超时，对另一条记录修改却成功，说明A对表进行修改时加了行共享锁(可以select)

　　REPEATABLE-READ事务隔离级别，当两个事务同时进行时，其中一个事务修改数据对另一个事务不会造成影响，即使修改的事务已经提交也不会对另一个事务造成影响。

　　在事务中对某条记录修改，会对记录加上行共享锁，直到事务结束才会释放。

4.SERIERLIZED(可串行化)

　　1）修改A的事务隔离级别，并作一次查询

　　2）B对表进行查询，正常得出结果，可知对user表的查询是可以进行的

　　3）B开始事务，并对记录做修改，因为A事务未提交，所以B的修改处于等待状态，等待A事务结束，最后超时，说明A在对user表做查询操作后，对表加上了共享锁

　　SERIALIZABLE事务隔离级别最严厉，在进行查询时就会对表或行加上共享锁，其他事务对该表将只能进行读操作，而不能进行写操作。

二:  MVCC(Multi-Version Concurrency Control) 多版本并发控制

MVCC的实现,是通过保存数据在某个时间点的快照来实现的. 

InnoDB的MVCC是通过在每行记录后面保存2个隐藏的列来实现的,一列保存了行的创建时间,一列保存了行的过期时间(或删除时间).但它们都存储的是系统版本号。

MVCC最大的作用是:实现了非阻塞的读操作,写操作也只锁定了必要的行。

MYSQL的MVCC 只在 read committed  和 repeatable read  2个隔离级别下工作。

在MVCC的机制下,mysql InnoDB(默认隔离级别-第3个级别的可重读)的增删改查变成了如下模式:

SELECT:  
1, InnoDB只查找版本早于当前事务版本的数据行(行的系统版本号小于等于事务的系统版本号)
2, 行的删除号要么未定义,要么大于当前事务版本号,这样可以确保事务读取到的行,在事务开始之前未被删除.

INSERT:
InnoDB 为新插入的每一行保存当前系统版本号做为行版本号。

DELETE: 
INNODB 为删除的每一行保存当前系统版本号作为行删除标识。


UPDATE:
InnoDB 为插入的每一行新记录,保存当前系统版本号作为行版本号,同时保存当前系统版本号到原来的行作为行删除标识.

注意:  上面的读取方式只在InnoDB默认隔离级别下工作,其它的隔离级别会有很大的差异,稍后会看到.

三, InnoDB锁.

InnoDB的锁大致分为:

3.1 行锁

支持并发高,带来最大的锁开销. 在存储引擎层实现,服务器感知不到

3.2 表锁

服务器会为诸如: ALTER Table 之类的语句使用表锁,忽略存储引擎的锁机制

但锁的类型又分为:

(1). 共享锁(S Lock) , 允许事务读取一行数据

(2). 排他锁(X Lock),允许事务删除或更新一行数据.

3.3 意向锁

InnoDB还实现了一种锁,叫意向锁(Intention Lock).意向锁是将锁定的对象分为多个层次.

意向锁的类型分为:

(1). 意向共享锁(IS Lock) 

(2). 意向排他锁(IX Lock)

比如:  需要对页上的记录加X锁,那么需要分别对 数据库A,表,页 上加意向锁IX,最后对记录r上加X锁.

一旦对数据库A,表,页上加IX锁失败,则阻塞.

四: 一致性非锁定读(consistent nonlocking read) 

4.1 不加锁的读.

是InnoDB存储引擎下的读取数据的方式( read committed  和 repeatable read).

一致性非锁定读,我的理解是它的读取方式是把: 事务隔离级别,MVCC,InnoDB锁结合起来运用到实现 Mysql读的一种方式.

我们前面提到,mysql读取数据的方式是读MVCC下的快照数据.

具体来说, 读取mysql数据库时,如果读取的行正在执行DELETE,UPDATE等操作,这时,读取操作不会因此去等待行上的X锁释放,相反,InnoDB会读取行的一个快照数据.

这样利用MVCC,InnoDB实现了非阻塞读的实现.极大的提高了数据库的并发性.

但在不同的事务隔离级别下读取的数据的方式也不一样: 

(1).  在read committed隔离级别下: 

一致性非锁定读总是读取被锁定行的最新一份快照数据.  产生了不可重复读的问题.

(2).  在repeatable read 事务隔离级别下:

 一致性非锁定读总是读取事务开始时的行数据版本.  解决不可重复读的问题

4.2 一致性锁定读

还有一种读的方式叫:  一致性锁定读(加锁的读).

1). select .... for update. 加X锁

2). select .... lock in share mode. 加S锁

五: InnoDB 锁的算法

5.1  Record Lock: 但个行记录的锁

5.2  GAP Lock: 间隙锁,锁定一个范围,但不包含记录本身.

5.3  Next-Key Lock: Gap Lock+Record Lock 锁定一个范围并锁定记录本身.

上面所说的锁定的对象均为: 索引记录. 如果InnoDB存储引擎在建立的时候没有设置任何一个索引,那么这时,InnoDB存储引擎会使用隐式的主键进行锁定.

当查询的索引含有唯一属性时,InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock进行优化,降级为Record Lock.

下面的2句话是InnoDB在不同隔离级别下产生"不可重复读" 和 "幻读" 和解决它 的根本原因: 

InnoDB存储引擎默认的事务隔离级别(repeatable read)下,采用的是 Next-Key Locking的方式来加锁.

read committed隔离级别下采用的是: Record Lock 的方式来加锁.

下面我们来看下 Next-key lock的具体实现:

默认存储引擎下, 比如表A 上的id字段有索引abc, 并且id有 3,8,12,20这几个值,那么该索引可能被Next-key locking区间为:

(负无穷,3)

[3,8)

[8,12),

[12,20),

[20,正无穷)

当事务T1锁定了 [8,12),[12,20)这2个区间时,当插入15时,上面的区间变成:

[8,12),[12,15),[15,20). 

但查询索引含有唯一属性时,Next-Key Lock 降级为 Record Lock,仅锁住索引本身. 

好,现在表A的id值变成了: 3,8,12,15,20

如果执行下列语句: 

select * from A where id>16 for update. 

InnoDB会对(16,正无穷) 加锁,

但在 read committed的事务隔离级别下,因为采用Record Lock,只会锁定20这个值.

如果在此时另外一个事务T2,插入了22这个值,此时,  read committed 隔离级别下就会产生"幻读"的问题.

但在InnoDB默认存储引擎下的Next-key Lock 模式下,22是插入是会被阻塞的,直到事务T1提交后,释放X锁,才能提交22这值.这样,InnoDB就这样解决了幻读的问题.

现在，我们应该清楚的知道,在不同的事务隔离级别下,mysql InnoDB是如何实现解决 "不可重复读" 和 “幻读” 的问题了吧.

六: 总结: 

1, InnoDB用MVCC来实现非阻塞的读操作,不同隔离级别下,MVCC通过读取不同版本的数据来解决"不可重复读" 的问题.

2, InnoDB的默认隔离级别解决2个问题,"不可重复读" 和 "幻读", oracle需要在串行读中解决"幻读"问题. InnoDB的实现方式和一般隔离级别的定义不一致.

3, InnoDB的默认隔离级别采用Next-key Lock(间隙锁) 来解决幻读问题. 而 read committed隔离级别采用Record锁,因此会产生"幻读"问题.

4, InnoDB的存储引擎不存在锁升级的问题(太多的行锁升级为表锁),来降低锁的开销. 因为不是根据记录来产生行锁的,根据页对锁进行管理.