sql標準定義了4類隔離級別，包括了一些具體規則，用來限定事務內外的哪些改變是可見的，哪些是不可見的。低階別的隔離級一般支援更高的併發處理，並擁有更低的系統開銷。
read uncommitted（讀取未提交內容）
在該隔離級別，所有事務都可以看到其他未提交事務的執行結果。本隔離級別很少用於實際應用，因為它的效能也不比其他級別好多少。讀取未提交的資料，也被稱之為髒讀（dirty read）。
read committed（讀取提交內容）
這是大多數資料庫系統的預設隔離級別（但不是mysql預設的）。它滿足了隔離的簡單定義：乙個事務只能看見已經提交事務所做的改變。這種隔離級別 也支援所謂的不可重複讀（nonrepeatable read），因為同一事務的其他例項在該例項處理其間可能會有新的commit，所以同一select可能返回不同結果。
repeatable read（可重讀）
這是mysql的預設事務隔離級別，它確保同一事務的多個例項在併發讀取資料時，會看到同樣的資料行。不過理論上，這會導致另乙個棘手的問題：幻讀 （phantom read）。簡單的說，幻讀指當使用者讀取某一範圍的資料行時，另乙個事務又在該範圍內插入了新行，當使用者再讀取該範圍的資料行時，會發現有新的「幻影」 行。innodb和falcon儲存引擎通過多版本併發控制（mvcc，multiversion concurrency control）機制解決了該問題。
serializable（可序列化）
這是最高的隔離級別，它通過強制事務排序，使之不可能相互衝突，從而解決幻讀問題。簡言之，它是在每個讀的資料行上加上共享鎖。在這個級別，可能導致大量的超時現象和鎖競爭。
這四種隔離級別採取不同的鎖型別來實現，若讀取的是同乙個資料的話，就容易發生問題。例如：
髒讀(drity read)：某個事務已更新乙份資料，另乙個事務在此時讀取了同乙份資料，由於某些原因，前乙個rollback了操作，則後乙個事務所讀取的資料就會是不正確的。
不可重複讀(non-repeatable read):在乙個事務的兩次查詢之中資料不一致，這可能是兩次查詢過程中間插入了乙個事務更新的原有的資料。
幻讀(phantom read):在乙個事務的兩次查詢中資料筆數不一致，例如有乙個事務查詢了幾列(row)資料，而另乙個事務卻在此時插入了新的幾列資料，先前的事務在接下來的查詢中，就會發現有幾列資料是它先前所沒有的。
在mysql中，實現了這四種隔離級別，分別有可能產生問題如下所示：
下面，將利用mysql的客戶端程式，分別測試幾種隔離級別。測試資料庫為test，表為tx；表結構：
id int
num int
兩個命令列客戶端分別為a，b；不斷改變a的隔離級別，在b端修改資料。
（一）、將a的隔離級別設定為read uncommitted(未提交讀)
在b未更新資料之前：
客戶端a：
b更新資料：
客戶端b：
客戶端a：
經過上面的實驗可以得出結論，事務b更新了一條記錄，但是沒有提交，此時事務a可以查詢出未提交記錄。造成髒讀現象。未提交讀是最低的隔離級別。在b未更新資料之前：
客戶端a：
b更新資料：
客戶端b：
客戶端a：
經過上面的實驗可以得出結論，已提交讀隔離級別解決了髒讀的問題，但是出現了不可重複讀的問題，即事務a在兩次查詢的資料不一致，因為在兩次查詢之間事務b更新了一條資料。已提交讀只允許讀取已提交的記錄，但不要求可重複讀。在b未更新資料之前：
客戶端a：
b更新資料：
客戶端b：
客戶端a：
b插入資料：
客戶端b：
客戶端a：
由以上的實驗可以得出結論，可重複讀隔離級別只允許讀取已提交記錄，而且在乙個事務兩次讀取乙個記錄期間，其他事務部的更新該記錄。但該事務不要求與其他事務可序列化。例如，當乙個事務可以找到由乙個已提交事務更新的記錄，但是可能產生幻讀問題(注意是可能，因為資料庫對隔離級別的實現有所差別)。像以上的實驗，就沒有出現資料幻讀的問題。a端開啟事務，b端插入一條記錄
事務a端：
事務b端：
因為此時事務a的隔離級別設定為serializable，開始事務後，並沒有提交，所以事務b只能等待。
事務a提交事務：
事務a端
事務b端
serializable完全鎖定字段，若乙個事務來查詢同乙份資料就必須等待，直到前乙個事務完成並解除鎖定為止 。是完整的隔離級別，會鎖定對應的資料**，因而會有效率的問題。mysql隔離級別 MySQL 事務隔離級別
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事務隔離級別
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