1. 结论

首先说结论，在RR的隔离级别下，Innodb使用MVVC和next-key locks解决幻读，MVVC解决的是普通读（快照读）的幻读，next-key locks解决的是当前读情况下的幻读。

2. 幻读是什么

事务A，先执行：

update table set name=“hh” where id>3;

结果为：

OK row xx 表名成功影响多少行数据

事务B，后执行，并且提交：

insert into table values(11, uu);

commit;

事务A，然后再select一下：

select * from table where id>3

结果集为：

…

11,uu

…

事务A懵了，我特么不是id>3全部更新了吗

这次是已提交事务B对事务A产生的影响，这个影响叫做“幻读”。

幻读和不可重复读的区别是，前者是一个范围，后者是本身

3. 怎么解决的？

3.1. 当前读

所谓当前读，指的是加锁的select(S或者X), update, delete等语句。在RR的事务隔离级别下，数据库会使用next-key locks来锁住本条记录以及索引区间。

拿上面那个例子来说，在RR的情况下，假设使用的是当前读，加锁了的读

select * from table where id>3 锁住的就是id=3这条记录以及id>3这个区间范围，锁住索引记录之间的范围，避免范围间插入记录，以避免产生幻影行记录。

3.2. 普通读

因为普通读是不会加锁的读，故不会有next-key locks的使用，解决幻读的手段是MVVC

mvvc会给每行元组加一些辅助字段，记录创建版本号和删除版本号。

而每一个事务在启动的时候，都有一个唯一的递增的版本号。每开启一个新事务，事务的版本号就会递增。

默认的隔离级别（REPEATABLE READ）下，增删查改变成了这样：

• SELECT
  • 读取创建版本小于或等于当前事务版本号，并且删除版本为空或大于当前事务版本号的记录。这样可以保证在读取之前记录是存在的

• INSERT
  • 将当前事务的版本号保存至行的创建版本号
• UPDATE
  • 新插入一行，并以当前事务的版本号作为新行的创建版本号，同时将原记录行的删除版本号设置为当前事务版本号

• DELETE
  • 将当前事务的版本号保存至行的删除版本号

比如我插入一条记录, 事务id 假设是1 ，那么记录如下：也就是说，创建版本号就是事务版本号。

如果我更新的话，事务id假设是2

这里是把name更新为taotao，原来的元组deleteversion版本号为这个事务的id，并且新增一条

如果我删除的话，假设事务是id=3

就变成现在这个样子

关键点来了

现在我读取的话，必须同时满足两个条件的

1. 读取创建版本小于或等于当前事务版本号   这意味着数据在这个事务之前被创建
2. 删除版本为空或大于当前事务版本号的记录。  这意味着删除操作在这个事务之后发生

就拿上面那个例子说明

当前数据库的状态

假设事务A的id=10

现在update table set name=“hh” where id>3;执行这条语句

事务B的id=11

insert into table values(11, uu);

最后事务A（id=10）在此读取

select * from table where id>3

根据上述的规则，

读取创建版本好小于等于当前事务的→那么（4，a）（5，b）（4，hh）（5，hh）

上面规则的输出作为下面规则的输入的话

删除版本为空或大于当前事务版本号的记录→（4，hh）（5，hh）

如此读取就没有读取到事务B新插入的那行，解决幻读

如果事务B是更新id=4 的元组name=cc呢

同理，根据update的规则

然后根据select的规则去读取的话，得到的还是（4，hh）（5，hh）

4. 多说一句

在RC的模式下，MVVC解决不了幻读和不可重复读，因为每次读都会读它自己刷新的快照版本，简单来说就是另一个事务提交，他就刷新一次，去读最新的

其他资料

https://segmentfault.com/a/1190000012669504