隔离级别：一张价格表，不是道德表

策略与机制。 隔离级别是契约——承诺一个事务永远不会看到哪些异常景象；mvcc 和锁是底下兑现承诺的机制。档位是按事务选的，不是全库一刀切。

三读异常（标准档位就是拿它们定义的）。脏读：读到别人未提交的数据。不可重复读：同一事务里同一行读两遍，值变了或行没了——一行变了（被人 UPDATE/DELETE）。幻读：同一范围查询跑两遍，行数变了——一片集合变了（有人往范围里 INSERT）。关键分界：幻读的源头是"原本不存在的行"，所以盯住已有行本身防不住它。

标准四档（由松到严）。Read Uncommitted：什么都不堵。Read Committed：堵脏读。Repeatable Read：再堵不可重复读；标准文本里幻读还留着。Serializable：全堵——结果必须等同于某种串行执行顺序。

快照时机，才是 RC 与 RR 的真分界。 MVCC 之下，Read Committed 每条语句拍一张新快照——同一条 SELECT 在别人提交后再跑，就看到新世界，于是不可重复读。Repeatable Read 一个事务只拍一张（在第一条读语句时），所有读反复用它。所以 RR 不是"拍两张、结果一致"：从头到尾只有一张照片，不一致无从谈起。RC 是很多张，RR 是一张。

冻结快照的限度。 它正好活一个事务：事务结束，下一事务重拍，立刻看到变了的世界。开得久，读数越来越旧，还钉住旧版本不让清理（见 mvcc 的 GC root 效应）。而写会把你拉回现在：RR 事务想改一行、而这行在它快照之后被改过并提交——PostgreSQL 直接把整个事务判死，报序列化错误（could not serialize access due to concurrent update）：不许你把写盖在一个你没见过的版本上，应用层整体重试。InnoDB 走另一条路：写用"当前读"——拿该行最新已提交版本并上锁，从那儿接着写。

各家的菜单——数行为，别数名字。 引擎从标准四档里挑，但可以缺席、并档、加菜。MySQL/InnoDB：四名四实，默认 Repeatable Read。PostgreSQL：四名三实——Read Uncommitted 被悄悄按 Read Committed 执行；默认 Read Committed；其 RR 是快照隔离，Serializable 是 SSI（快照 + 冲突检测）。Oracle：只有两档——Read Committed（默认）与 Serializable（实为快照隔离）。SQL Server：四档之外加了两个快照野档（SNAPSHOT、READ_COMMITTED_SNAPSHOT）。最著名的野档是快照隔离本身：比 RR 强（读者无幻读），比 Serializable 弱——它放行 write skew，一种三读异常根本表达不出来的异常。

幻读与索引——两层不许混。 异常是逻辑层的：定义在查询结果上；全表顺序扫第二遍照样扫到新插入的行，与索引无关。索引只在药里出现：InnoDB 的间隙锁/Next-Key 锁锁的是索引记录之间的空隙——"范围"和"空隙"只在有序索引里存在；没有可用索引，它退化成把扫描碰到的一切全锁上，约等于锁全表。PostgreSQL 的 Serializable 记谓词锁（SIREAD）；无索引可依时粒度变粗，最粗记到整张表，冲突与误杀随之飙升。两个引擎在 Serializable + 无索引时结论一致：保证永不降级，降级的是并发——PG 表现为重试风暴，InnoDB 表现为排队阻塞。

价格规律。 沿四档往上，保证升、并发严格单调递减——在同一套实现机制内部，这条曲线没有例外。账有三种付法：等（加锁派）、重来（判死重试派）、看旧世界（快照派）。但这条线不是物理定律：更好的机制能把整条前沿往外推——快照派的 RR 就在保证和读并发上同时赢过加锁派的 RC；只是沿任何一条既定曲线走，更严仍然更贵。

为什么不默认 Serializable。 它的成本要么漏进应用层（回滚重试逻辑），要么压在吞吐上（加锁排队）。绝大多数事务是点查点改，RC 完全覆盖，所以默认停在性价比点上，真需要的那几个事务单独提档即可。Read Uncommitted 凭什么活着：近似统计（大盘、粗略计数）要的是快、容得下误差，有时"脏"正是需求本身（看长导入的未提交进度）；而且它连读锁都不等，吞吐最高。菜单上每一档都有它划算的场景。

什么时候真的需要 Serializable 语义——业务规则是集合整体的性质、而不是某一行的性质时。(1) 值班"至少留一人"：两个医生各查"班上有 2 人"，各退出一个，班次归零——每个事务只动了自己那行，集合不变式照样击穿，这就是 write skew，RC/RR 都放行。