add by zhj: 本文针对的是MySQL的InnoDB存储引擎，不适用于MySQL的其它存储引擎和其它数据库
原文：MySQL数据库事务隔离级别(Transaction Isolation Level)
1. 事务隔离级别
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(以修改为read committed为例)：set session transaction isolation level read committed;
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
2. 锁
2.1 读锁和写锁
共享锁：Share Lock，又称为S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
排他锁：Exclusive Lock，又称为X锁，所有写操作UPDATE/INSERT/DELETE一定会加排他锁，这与事务的隔离级别无关，其它事务不能对加了排他锁的记录再加任何锁。
共享锁与排它锁的相容性（add by zhj）：
1）一个事务内：这些锁都是相容的，已测试验证过。比如事务A给记录加了X锁之后，还可以加S锁，或多次加X锁。具体实现我不太清楚，我猜如果X锁与S
锁相遇的话，那应该只会加X锁；X锁遇到X锁，那就加一次行了。
2）不同事务之间：只有S锁与S锁是相容的。X锁与S锁，X锁与X锁是不相容的
| 相容性 | S锁 | X锁 |
| S锁 | True | False |
| X锁 | False | False |
CRUD语句与锁的对应关系(add by zhj)：
1) SELECT语句，分为下面三种情况
| SELECT语句 | 锁类型 |
| SELECT ... FOR UPDATE | X锁 |
| SELECT ... LOCK IN SHARE MODE | S锁 |
| SELECT ... （除了上面两种情况） |
不加锁。读取时既不会等待表/行上的锁释放，也不会给表/行加锁 |
2）UPDATE/DELETE/INSERT语句
| 写操作 | 锁类型 |
| UPDATE/INSERT/DELETE | X锁 |
加X锁，亲测。UPDATE和DELECT就不用说了，加X锁容易理解。对于INSERT语句，也会加写锁，不过应该是只对主键和unique键加写
锁，比如当在两个事务中，在同一张表中插入主键值相同的一条记录时，先插入记录的那个事务会给记录加上写锁，这样后面那个事务在执行插入语
句时会阻塞。如果前面那个事务成功提交，那后面这个事务解除阻塞，并报类似“ERROR 1062 (23000): Duplicate entry '15' for key 'PRIMARY'”
这样的错误；如果前面那个事务回滚了，那后面这个事务解除阻塞，并成功插入记录。关于INSERT时加写锁这点，在MySQL的repeatable read和
read committed两个隔离级别下都测试过了。
我们以MySQL来说明一下锁的相容性，这个例子适用于MySQL的REPEATED READ和READ COMMITTED隔离级别
事务1
start transaction;
select * from user where userId = 1 for update;
事务2
start transaction;
update user set userAge = 100 where userId = 1;
当执行事务1，然后执行事务2时，事务2会被挂起。因为事务1给userId=1的记录加了X锁，当事务2也试图加X锁时，block了。
2.2 悲观锁和乐观锁(add by zhj)
前面说的排他锁和共享锁，那悲观锁和乐观锁又是从哪个角度对锁进行的分类呢？ 我们可以想想版本控制工具Git的工作原理，它允许多人pull，
pull其实就是读，也允许他们在本地修改文件，但当push时，Git会检查本地版本与远程版本是否是同一版本，如果是，那可以push，如果不是，
那就报错。
乐观并发控制：乐观锁其实并不是锁，它的真名叫"乐观并发控制"。它提供check-and-set （CAS）机制，即在事务内对记录的update/delete是
不加锁的，直到事务提交时才检查是否有冲突，Git就是用的乐观并发控制。维基百科对乐观并发控制的定义是：“乐观并发控制假设多用户并发的事务
在处理时不会彼此互相影响，各事务能够在不产生锁的情况下处理各自影响的那部分数据。在提交数据更新之前，每个事务会先检查在该事务读取数据后，
有没有其他事务又修改了该数据。如果其他事务有更新的话，正在提交的事务会进行回滚”。
乐观并发控制适用场景：与加锁机制相比，乐观并发控制省去了加锁的开销，所以性能更好。不过，如果在事务提交时有冲突，那要事务回滚，这就意味着
该事务的提交之前的执行和回滚是无用功，这是乐观并发控制有开销的地方。维基百科中提到 “乐观并发控制多数用于数据争用不大、冲突较少的环境中，
这种环境中，偶尔回滚事务的成本会低于读取数据时锁定数据的成本，因此可以获得比其他并发控制方法更高的吞吐量”。在Yii2.0的乐观锁与悲观锁 一文
中也提到了类似的观点：“乐观锁（optimistic locking）表现出大胆、务实的态度。使用乐观锁的前提是， 实际应用当中，发生冲突的概率比较低”。但
是在并发写冲突的场景下，貌似也只有乐观并发控制这一种解决办法啊，悲观锁并不能解决更新丢失的问题，参见也谈乐观并发控制 一文。
乐观锁的实现：在MySQL中，乐观锁要由开发人员自己在数据库表和应用程序中实现。一般来说给修改的字段加个版本号字段，建议用整数，而不要用时
间戳，因为系统产生的时间毕竟是有最小间隔的，在小于这个时间间隔内的修改就没法处理了。可参见也谈乐观并发控制
悲观锁：其实就是前面我们提到的锁机制，主要指X锁。悲观锁在事务A中，给记录加了S锁或X锁后，其它事务不能再修改该记录，直到事务A提交或
回滚，写锁释放后，其它事务才可以修改该记录。它对应的SQL语句是"SELECT ... FOR UPDATE"，悲观锁并不能解决更新丢失问题，MySQL本身并
不能解决更新丢失问题，这样的话，我不知道"SELECT ... FOR UPDATE"到底还有什么用，回后在问答社区问一下其他人吧。
有人把乐观锁与MVCC看成是一回事，恩，两者其实真差不多，他们都用了版本号，只不过他们的具体作用不相同而已。参见知乎问题
乐观锁和MVCC的区别？中Feng Guangpu的回答：“MVCC是多版本并发控制，同一个数据有多个版本，事务开启时看到是哪个版本就看到这个版本，最
大的好处是读写不冲突，只有写于写是冲突的，这个特性可以很大程度上提升性能。而乐观锁就是另外一个东西，它是一个前提假设，遇到读写冲突需要
回退，在数据库的实现中，一般使用悲观锁，即：操作数据之前先拿到对应的锁”。我感觉MVCC可以实现普通读时不用加锁，但写时还是要加X锁的，MySQL
的InnoDB就是这么干的，即MVCC是与锁机制结合使用的；而乐观并发控制就根本没有锁，直到提交时才检查是否有冲突。区分嘛，就是MVCC要与锁机制结
合使用，而乐观并发控制不与锁一起使用。
2.3 锁粒度
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
2.4 MySQL锁算法（add by zhj）
这里只说一下InnoDB存储引擎的行锁算法，貌似行锁在InnoDB中使用的应该是最频繁的，参见《MySQL技术内幕:InnoDB存储引擎》6.3节 “锁的算法”，
有三种行锁的算法设计：
Record Lock：单个行记录上的锁。Record Lock总是会去锁住索引对应的行记录。
Gap Lock: 间隙锁，又称范围锁，锁定一个范围，但不包含记录本身。
Next-Key Lock：Gap Lock + Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身。
这三种算法都有共享锁和排他锁，在Repeatable Read隔离级别下，Next-Key Lock算法是默认的行锁算法，不过在一些情况下它会使用Record Lock。额，
不知道在 Read Commit隔离级别下，用的是什么行锁算法。关于Gap Lock和Next-Key Lock，以及什么情况下使用Record Lock，这些都非常复杂，有时
间可以看看《MySQL数据库开发、优化与管理维护》第20章 锁问题。Next-Key Lock有时真让人摸不着头脑，举个例子，我在事务A中删除where field=3
的记录，它可能会锁住field=[1,4]区间内的记录，在其它事务中不允许插入这个区间的记录。也就是说我查询条件是等于，但锁住的却不只是满足这些条件的
记录，还要包括他们周围的记录。这个让人不易理解
3. 事务操作SQL语句(add by zhj)
开始：start transaction
提交：commit
回滚：rollback
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：
4. 四种隔离级别的实例测试
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表的数据行加行排他锁，由于select不加锁，所以即使这条记录加了排他锁，用select也是可以读取到的
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，会对该行加上行排他锁
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
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
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
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。
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
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。