读未提交（READ UNCOMMITTED）下能看到别人还没 COMMIT
的数据
这是最低隔离级别，事务可以读到其他事务尚未提交的修改，也就是“脏读”。比如事务 A 更新了某行但没提交，事务 B 此时执行
SELECT就可能拿到这个中间值。实际业务中极少使用，除非明确接受脏读且对一致性无要求（如某些实时日志分析场景）。MySQL 默认不启用该级别，需显式设置：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;注意：即使开了，InnoDB 仍会对部分操作加锁，不是完全无锁读。
可重复读（REPEATABLE READ）靠 MVCC 避免幻读但不彻底
MySQL 默认级别，通过多版本并发控制（MVCC）让事务内多次
SELECT看到相同快照。它能防止脏读和不可重复读，但标准 SQL 定义的“幻读”——即同一查询条件返回新插入的行——在某些情况下仍会发生。例如事务 A 执行
SELECT * FROM t WHERE id > 10得到 5 行，事务 B 插入一条
id = 15并提交，事务 A 再查仍只有 5 行（MVCC 快照隔离），但如果事务 A 接着执行
UPDATE t SET name='x' WHERE id > 10，这条新插入的记录会被更新——这就是“幻读”的实际影响。要真正阻止，得用
SELECT ... FOR UPDATE或调整为串行化。
串行化（SERIALIZABLE）用读锁堵死所有并发写
最高隔离级别，MySQL 会把所有普通
SELECT隐式转成
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE，读操作加共享锁，写操作加排他锁。这意味着读写、写写之间都会阻塞，彻底避免脏读、不可重复读、幻读。但代价是并发能力急剧下降，容易出现锁等待甚至死锁。常见于金融类强一致场景，但上线前必须压测确认吞吐是否达标。开启方式：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;注意：如果应用里混用了显式锁（如
SELECT ... FOR UPDATE），和串行化叠加可能导致更长的锁持有时间。
不同级别对 UPDATE
/ DELETE
的锁行为差异很大
隔离级别不仅影响读，还决定写操作的锁粒度和持续时间。例如在可重复读下，
UPDATE语句会基于当前读（current read）加行锁，并可能触发间隙锁（gap lock）来防止幻插入；而在读已提交（READ COMMITTED）下，InnoDB 不用间隙锁（仅在唯一索引等少数情况例外），锁只加在命中的记录上，且事务一提交就释放。这导致： 读已提交更适合高并发写场景，但需接受不可重复读 可重复读更安全，但间隙锁可能引发意外锁冲突，比如
WHERE age BETWEEN 20 AND 30会锁住整个范围，哪怕表里目前没有 25 岁的记录 线上排查死锁时，
SHOW ENGINE INNODB STATUS输出里的
lock_mode X locks gap before rec就是间隙锁的典型痕迹
真正难调的不是选哪个级别，而是理解每个级别背后锁怎么加、什么时候放、为什么卡住——尤其当业务混合了范围查询、非唯一索引和批量更新时。
