请注意，repeatable read中的repeatable针对的是一个元组，而不是整个表。在ANSC隔离级别中，可能会发生幻象读取异常，这意味着使用相同的where子句读取表两次可能返回不同的返回不同的结果集。从字面上看，这是不可重复的。

试图用简单的图表来解释这种怀疑。

读已提交:在此隔离级别中，事务T1将读取由事务T2提交的X的更新值。

可重复读取:在此隔离级别中，事务T1将不考虑事务T2提交的更改。

请注意，repeatable read中的repeatable针对的是一个元组，而不是整个表。在ANSC隔离级别中，可能会发生幻象读取异常，这意味着使用相同的where子句读取表两次可能返回不同的返回不同的结果集。从字面上看，这是不可重复的。

根据我对这个帖子的阅读和理解，@remus-rusanu的答案是基于这个简单的场景:

有两个事务A和B。 事务B正在读取表X 事务A正在写表X 事务B在表X中再次读取数据。

ReadUncommitted: Transaction B can read uncommitted data from Transaction A and it could see different rows based on B writing. No lock at all ReadCommitted: Transaction B can read ONLY committed data from Transaction A and it could see different rows based on COMMITTED only B writing. could we call it Simple Lock? RepeatableRead: Transaction B will read the same data (rows) whatever Transaction A is doing. But Transaction A can change other rows. Rows level Block Serialisable: Transaction B will read the same rows as before and Transaction A cannot read or write in the table. Table-level Block Snapshot: every Transaction has its own copy and they are working on it. Each one has its own view

我对初始接受解的观察。

在RR下(默认mysql) -如果一个tx是打开的，一个SELECT已经被触发，另一个tx不能删除属于前一个READ结果集的任何行，直到前一个tx被提交(事实上，新的tx中的delete语句会挂起)，然而下一个tx可以毫无麻烦地删除表中的所有行。顺便说一下，上一个tx中的下一次READ仍然会看到旧数据，直到它被提交。

我认为这张图也很有用，当我想快速记住隔离级别之间的差异时，它可以作为参考(感谢youtube上的kudvenkat)