能，READ UNCOMMITTED 可读未提交数据，产生脏读；MySQL 不支持，PostgreSQL 需显式设置；READ COMMITTED 用语句级快照防脏读但有不可重复读；REPEATABLE READ 用事务级快照保证一致性，MySQL 用间隙锁防幻读；SERIALIZABLE 靠锁或SSI模拟串行，性能开销大。
READ UNCOMMITTED 能读到别人还没提交的数据吗？
能，而且正是它最典型的行为。这个级别下，SELECT 不加任何锁，也不检查事务是否已提交，所以会读到 UNCOMMITTED 的“脏数据”。比如事务 A 插入一行但没 COMMIT，事务 B 在此期间执行 SELECT 就可能看到这行——如果 A 后续 ROLLBACK，B 读到的就是根本不存在的数据。
- 实际中极少使用，仅在日志分析、监控类场景中容忍脏读时考虑
- MySQL 默认不支持该级别（InnoDB 强制升级为
READ COMMITTED） - PostgreSQL 支持，但需显式设置：
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED
READ COMMITTED 怎么避免脏读但还会出现不可重复读？
它通过“语句级快照”实现：每次 SELECT 都基于当前已提交的最新数据生成快照。所以第一次 SELECT 看不到未提交数据（解决脏读），但第二次 SELECT 可能因其他事务已提交而看到新值（导致不可重复读）。
- MySQL InnoDB 中，
READ COMMITTED下普通SELECT是快照读，但UPDATE/DELETE会加行锁并读最新提交版本 - PostgreSQL 行为类似，但快照在事务首次查询时建立，后续语句复用（注意：这点和 MySQL 不同）
- 常见坑：应用逻辑假设两次读结果一致（如“检查余额→扣款”，中间余额被他人改掉），此时必须升级隔离级别或加
SELECT ... FOR UPDATE
REPEATABLE READ 如何保证同一事务内多次读一致？
它用“事务级快照”：事务启动时拍一次全局快照，整个事务都基于这个快照读数据。因此不会出现不可重复读——哪怕其他事务已提交修改，本事务仍看不到。
- MySQL InnoDB 的
REPEATABLE READ还通过间隙锁（Gap Lock）防止幻读（但不是完全杜绝，比如新插入的记录在INSERT ... SELECT场景下仍可能引发幻象） - PostgreSQL 的
REPEATABLE READ实现的是真正的串行化快照（SSI），能避免大部分幻读，但不是靠锁，而是冲突检测后回滚 - 注意：MySQL 中
SELECT ... FOR UPDATE或SELECT ... LOCK IN SHARE MODE会读最新已提交数据，并加锁，不走快照，这是容易混淆的关键点
SERIALIZABLE 是真串行还是伪串行？
在大多数主流数据库里，它是靠锁模拟串行，不是真正排队执行。MySQL InnoDB 会将所有普通 SELECT 自动转成 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE；PostgreSQL 则启用可串行化快照隔离（SSI），在提交时检测写偏移（write skew），冲突则回滚。
- 性能开销明显高于其他级别，尤其高并发读写混合场景
- 并非绝对无异常：比如两个事务同时读取同一行、各自计算后写入不同字段，在 SSI 下可能仍发生写偏移（需业务层额外校验）
- 如果你遇到死锁频发、响应延迟突增，先查是否误设了
SERIALIZABLE，再评估是否真需要它——多数一致性问题用REPEATABLE READ+ 显式锁更可控
实际选型时，别只盯着理论定义。MySQL 和 PostgreSQL 对同一名称级别的实现差异很大，甚至同一引擎在不同版本中行为也在变。看文档不如看 SHOW VARIABLES LIKE 'transaction_isolation' 和实际 EXPLAIN 锁信息来得实在。
