正文

开始我先提一下，根据事务的隔离级别不同，会有三种情况发生。即脏读、不可重复读、幻读。这里我先不提这三种情况的定义，后面在讲隔离级别的时候会补上。

这里，大家记住一点，根据脏读、不可重复读、幻读定义来看(自己总结，官网没有)，有如下包含关系：

[出自:jiwo.org]
那么，这张图怎么理解呢？
即，如果发生了脏读，那么不可重复读和幻读是一定发生的。因为拿脏读的现象，用不可重复读，幻读的定义也能解释的通。但是反过来，拿不可重复读的现象，用脏读的定义就不一定解释的通了！

假设有表tx_tb如下，pId为主键

读未提交

即READ_UNCOMMITTED,其实这个从隔离名字就可以看出来，一个事务可以读到另一个事务未提交的数据！为了便于说明，我简单的画图说明！

如图所示，一个事务检索的数据被另一个未提交的事务给修改了。
官网对脏读定义的地址为https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_dirty_read

其内容为

dirty read

An operation that retrieves unreliable data, data that was updated by another transaction but not yet committed.

翻译过来就是

检索操作出来的数据是不可靠的，是可以被另一个未提交的事务修改的！

你会发现，我们的演示结果和官网对脏读的定义一致。根据我们最开始的推理，如果存在脏读，那么不可重复读和幻读一定是存在的。

读已提交

即READ_COMMITTED，这个也能看的出来，一个事务能读到另一个事务已提交的数据！为了便于说明，我简单的画图说明！

如图所示，一个事务检索的数据只能被另一个已提交的事务修改。
官网对不可重复读定义的地址为
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/glossary.html#glos_non_repeatable_read

其内容为

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).

翻译过来就是

一个查询语句检索数据，随后又有一个查询语句在同一个事务中检索数据，两个数据应该是一样的，但是实际情况返回了不同的结果。(同时被另一个正在提交的事务修改了)！

ps:作者注，这里的不同结果，指的是在行不变的情况下(专业点说，主键索引没变)，但是主键索引指向的磁盘上的数据内容变了。如果主键索引变了，比如新增一条数据或者删除一条数据，就不是不可重复读。

显然，我们这个现象符合不可重复读的定义。下面，大家做一个思考:

• 这个不可重复读的定义，放到脏读的现象里是不是也可以说的通。显然脏读的现象，也就是读未提交的那个例子，是不是也符合在同一个事务中返回了不同结果！

• 但是反过来就不一定通了，一个事务A中查询两次的结果在被另一个事务B改变的情况下，如果事务B未提交就改变了事务A的结果，就属于脏读，也属于不可重复读。如果该事务B提交了才改变事务A的结果，就不属于脏读，但属于不可重复读。

可重复读

即REPEATABLE_READ。这里，我改变一下顺序，先上幻读的定义
官网对幻读定义的地址为
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.

翻译过来就是

在一次查询的结果集里出现了某一行数据，但是该数据并未出现在更早的查询结果集里。例如，在一次事务里进行了两次查询，同时另一个事务插入某一行或更新某一行数据后(该数据符合查询语句里where后的条件)，并提交了！

好了，接下来上图，大家自己评定该现象是否符合幻读的定义

显然，该现象是符合幻读的定义的。同一事务的两次相同查询出现不同行。下面，大家做一个思考:

• 这个幻读的定义，放到上面不可重复读的现象里是不是也可以说的通。大家自行思考！

• 反过来就不一定通了。事务第二次查询出了一个数据，但是该数据并未出现在第一次查询的结果集里。如果该数据是修改数据，那么该现象既属于不可重复读，也属于幻读。如果该数据是新增或删除的数据，那该现象就不属于不可重复读，但属于幻读。

接下来说一下，为什么很多文章都产生误传，说是可重复读可以解决幻读问题！原因出自官网的一句话

地址：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html#innodb-record-locks

原文内容如下

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”).

按照原本这句话的意思，应该是
InnoDB默认用了REPEATABLE READ。在这种情况下，使用next-key locks解决幻读问题！

结果估计，某个国内翻译人员翻着翻着变成了
InnoDB默认用了REPEATABLE READ。在这种情况下，可以解决幻读问题！

然后大家继续你抄我，我抄你，结果你懂的！

显然，漏了"使用了next-key locks！"这个条件后，意思完全改变，我们在该隔离级别下执行语句

select * from tx_tb where pId >= 1;

是快照读，是不加任何锁的，根本不能解决幻读问题，除非你用

select * from tx_tb where pId >= 1 lock in share mode;

这样，你就用上了next-key locks，才能解决幻读问题！

串行读

即SERIALIZABLE_READ。在该隔离级别下，所有的select语句后都自动加上lock in share mode。因此，在该隔离级别下，无论你如何进行查询，都会使用next-key locks。所有的select操作均为当前读！

OK,注意看上表红色部分！就是因为在该隔离级别下使用了next-key locks,innodb将pId=1这条索引记录，和(1,++∞)这个间隙锁住了。其他事务要在这个间隙上插数据，就会阻塞，从而防止幻读发生!
有的人会说，你这第二次查询的结果，也变了啊，明显和第一次查询结果不一样啊?对此，我只能说，请看清楚啊。这是被自己的事务改的，不是被其他事物修改的。这不算是幻读，也不是不可重复读。

总结

上面罗里吧嗦一大堆，最后来一个表格做总结吧，你面试答这个表就行。上面的一切是为了这张表做准备！