脏读仅在READ UNCOMMITTED隔离级别下发生：两会话均执行SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED；会话A BEGIN后UPDATE不COMMIT，会话B SELECT即可见未提交值，A ROLLBACK后该值消失。
怎么复现脏读：开启两个 MySQL 会话，用 READ UNCOMMITTED
脏读只在事务隔离级别为 READ UNCOMMITTED 时可能真实发生。InnoDB 默认是 REPEATABLE READ，所以必须显式改掉——不是改配置文件，而是对当前会话执行：
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;否则哪怕你写了
BEGIN，也看不到脏读。
常见错误现象：SELECT 看到另一事务还没 COMMIT 的修改，但对方随后 ROLLBACK 了，你的查询结果就“凭空多出/少掉”数据。
- 两个会话都要先
SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED - 会话 A 执行
BEGIN→UPDATE t SET val = 100 WHERE id = 1（不COMMIT） - 会话 B 此时执行
SELECT * FROM t WHERE id = 1，就能查到val = 100 - 会话 A 接着
ROLLBACK，会话 B 再查一次，值又变回原样
READ UNCOMMITTED 下 SELECT 不加锁，但要注意 MVCC 依然生效
很多人以为 READ UNCOMMITTED 就等于“裸读”，其实不是。InnoDB 仍会走 MVCC 路径，只是跳过了对“未提交版本”的可见性过滤——它会把其他事务未提交的最新行版本也纳入快照范围。
这意味着：SELECT 不会阻塞正在写同一行的事务（没 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 那种锁），但你也无法控制看到哪个“未提交版本”。如果多个事务并发改同一行，你查到的可能是中间某次修改，而它最终不会落地。
- 不加锁 ≠ 不依赖 undo log；MVCC 结构仍在，只是可见性判断逻辑放宽
- 无法预测看到的是谁的未提交变更，尤其在高并发
UPDATE场景下，结果不稳定 -
INSERT ... SELECT或子查询中出现脏读，比单条SELECT更难排查
为什么生产环境几乎不用 READ UNCOMMITTED
不是因为它“慢”，而是它破坏了应用层对数据一致性的基本假设。比如一个订单状态更新流程：A 服务标记“支付中”，B 服务读到后触发发券，结果 A 因异常回滚，“已发券”就成悬空状态。
性能上它确实略快（省了行可见性检查），但代价远超收益：
- ORM 框架（如 MyBatis、Hibernate）通常默认走
REPEATABLE READ，硬切隔离级别容易和框架缓存、二级缓存冲突 - MySQL 8.0+ 对
READ UNCOMMITTED的优化极少，很多内部路径仍按标准 MVCC 处理 - 监控和慢查日志里看不出脏读痕迹，问题往往暴露在业务对账或用户投诉时
测试时怎么确认真发生了脏读，而不是幻读或不可重复读
关键看三点：是否读到了**未提交**的数据、该数据之后被**回滚**、且读操作发生在**回滚之前**。幻读和不可重复读都要求对方已 COMMIT。
最稳妥的验证方式：在会话 B 的 SELECT 后，立刻查 information_schema.INNODB_TRX，找那个未提交事务的 TRX_ID 和 TRX_STATE = 'RUNNING'，再等会话 A ROLLBACK 后对比数据变化。
- 别只靠“两次
SELECT结果不同”下结论——那可能是不可重复读（对方已COMMIT） -
SHOW ENGINE INNODB STATUS里的TRANSACTIONS部分能看见未提交事务，但刷新不及时 - 用
SELECT * FROM performance_schema.data_locks看不到READ UNCOMMITTED的锁信息，因为它确实不加锁
实际测脏读，最难的不是让现象出现，而是确认你看到的“脏”确实是未提交的、且后续被丢弃的——这需要交叉验证事务状态，而不是只盯 SQL 结果。
