REPEATABLE READ

这是 InnoDB 的默认隔离级别。 一致读取 在同一个事务中读取由第一个读取建立的 快照。这意味着，如果您在同一个事务中-issue多个简单（非锁定）的SELECT 语句，这些SELECT 语句也是一致的，相对于彼此。请参阅第17.7.2.3节，“一致非锁定读取”。

对于锁定读取（SELECT with FOR UPDATE 或 FOR SHARE），UPDATE 和DELETE 语句，锁定取决于语句是否使用唯一索引和唯一搜索条件，或者范围类型的搜索条件。

READ COMMITTED

每个一致读取，包括同一个事务中的读取，都是设置和读取自己的最新快照。关于一致读取的信息，请见第17.7.2.3节，“一致非锁定读取”。

对于锁定读取（SELECT with FOR UPDATE或FOR SHARE），UPDATE 语句和DELETE 语句，InnoDB 只锁定索引记录，而不是它们之前的空隙，因此允许在锁定的记录旁边插入新的记录。gap锁仅用于外键约束检查和重复键检查。

由于 gap锁被禁用，可能会出现幻行问题，因为其他会话可以将新行插入到空隙中。关于幻行的信息，请见第17.7.4节，“幻行”。

只支持基于行的二进制日志记录与READ COMMITTED隔离级别。使用READ COMMITTED和binlog_ format=MIXED时，服务器自动使用基于行的记录。

使用READ COMMITTED还会产生以下影响：

考虑创建并填充表的方式：

CREATE TABLE t (a INT NOT NULL, b INT) ENGINE = InnoDB;
INSERT INTO t VALUES (1,2),(2,3),(3,2),(4,3),(5,2);
COMMIT;

在这种情况下，表没有索引，所以搜索和索引扫描使用隐藏的聚簇索引来实现记录锁定（见第17.6.2.1节，“聚簇索引和次要索引”)，而不是使用索引列。

假设有一会话执行以下语句的UPDATE:

# Session A
START TRANSACTION;
UPDATE t SET b = 5 WHERE b = 3;

假设第二会话也执行以下语句的UPDATE，紧接着第一会话的语句：

# Session B
UPDATE t SET b = 4 WHERE b = 2;

当InnoDB执行每个UPDATE时，它首先获取每行的排他锁，然后确定是否需要修改该行。如果InnoDB不修改该行，它就释放锁定。否则，InnoDB保留锁定直到事务结束。这对事务处理产生以下影响。

在使用默认的REPEATABLE READ隔离级别时，第一个UPDATE获取每行的x锁定，并且不释放任何锁定：

x-lock(1,2); retain x-lock
x-lock(2,3); update(2,3) to (2,5); retain x-lock
x-lock(3,2); retain x-lock
x-lock(4,3); update(4,3) to (4,5); retain x-lock
x-lock(5,2); retain x-lock

第二个UPDATE块马上就阻塞了，因为第一个更新操作已经保留了所有行的锁定，并且直到第一个UPDATE提交或回滚:

x-lock(1,2); block and wait for first UPDATE to commit or roll back

如果使用READ COMMITTED，第一个UPDATE将在读取每行时获取x锁，并在未修改的行上释放这些锁定：

x-lock(1,2); unlock(1,2)
x-lock(2,3); update(2,3) to (2,5); retain x-lock
x-lock(3,2); unlock(3,2)
x-lock(4,3); update(4,3) to (4,5); retain x-lock
x-lock(5,2); unlock(5,2)

对于第二个UPDATE，InnoDB执行一个“semi-consistent”读取，返回每行最新提交版本给MySQL，以便MySQL可以确定该行是否满足WHERE条件的更新操作：

x-lock(1,2); update(1,2) to (1,4); retain x-lock
x-lock(2,3); unlock(2,3)
x-lock(3,2); update(3,2) to (3,4); retain x-lock
x-lock(4,3); unlock(4,3)
x-lock(5,2); update(5,2) to (5,4); retain x-lock

然而，如果WHERE条件包括索引列，并且InnoDB使用了索引，那么在获取和保留记录锁定时，只考虑索引列。在以下示例中，第一个UPDATE获取并保留每行b = 2的x锁。第二个UPDATE阻塞，因为它也使用了定义在列b上的索引。

CREATE TABLE t (a INT NOT NULL, b INT, c INT, INDEX (b)) ENGINE = InnoDB;
INSERT INTO t VALUES (1,2,3),(2,2,4);
COMMIT;

# Session A
START TRANSACTION;
UPDATE t SET b = 3 WHERE b = 2 AND c = 3;

# Session B
UPDATE t SET b = 4 WHERE b = 2 AND c = 4;

可以在启动时或运行时设置READ COMMITTED隔离级别。在运行时，可以将其设置为所有会话的全局值，也可以单独设置每个会话。

READ UNCOMMITTED

SELECT 语句在非锁定方式下执行，但可能使用该行的早期版本。因此，在使用这个隔离级别时，这些读取操作不一致。这也被称为脏读。否则，这个隔离级别与READ COMMITTED相同。

SERIALIZABLE

这个级别类似于REPEATABLE READ，但是InnoDB在autocommit被禁用时，将所有普通SELECT语句隐式转换为SELECT ... FOR SHARE。如果autocommit被启用，那么SELECT语句将是其自己的事务。因此，它被认为只读，可以被序列化，如果作为一致的（非锁定）读取执行，不需要阻塞其他事务。（要强制普通SELECT语句阻塞其他事务已经修改的行，禁用autocommit。）

读取 MySQL 授權表（通过连接列表或子查询）的 DML 操作，但不修改它们，不会在任何隔离级别下获取授權表的读锁定。更多信息，请见Grant Table Concurrency。