MySQL InnoDB事务的隔离级别有四级，默认是“可重复读”（REPEATABLE READ）。

未提交读（READ UNCOMMITTED）。另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据（脏读）。
提交读（READ COMMITTED）。本事务读取到的是最新的数据（其他事务提交后的）。问题是，在同一个事务里，前后两次相同的SELECT会读到不同的结果（不重复读）。
可重复读（REPEATABLE READ）。在同一个事务里，SELECT的结果是事务开始时时间点的状态，因此，同样的SELECT操作读到的结果会是一致的。但是，会有幻读现象（稍后解释）。
串行化（SERIALIZABLE）。读操作会隐式获取共享锁，可以保证不同事务间的互斥。

四个级别逐渐增强，每个级别解决一个问题。

脏读，最容易理解。另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。
不重复读。解决了脏读后，会遇到，同一个事务执行过程中，另外一个事务提交了新数据，因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致。
幻读。解决了不重复读，保证了同一个事务里，查询的结果都是事务开始时的状态（一致性）。但是，如果另一个事务同时提交了新数据，本事务再更新时，就会“惊奇的”发现了这些新数据，貌似之前读到的数据是“鬼影”一样的幻觉。

借鉴并改造了一个搞笑的比喻：

脏读。假如，中午去食堂打饭吃，看到一个座位被同学小Q占上了，就认为这个座位被占去了，就转身去找其他的座位。不料，这个同学小Q起身走了。事实：该同学小Q只是临时坐了一小下，并未“提交”。
不重复读。假如，中午去食堂打饭吃，看到一个座位是空的，便屁颠屁颠的去打饭，回来后却发现这个座位却被同学小Q占去了。
幻读。假如，中午去食堂打饭吃，看到一个座位是空的，便屁颠屁颠的去打饭，回来后，发现这些座位都还是空的（重复读），窃喜。走到跟前刚准备坐下时，却惊现一个恐龙妹，严重影响食欲。仿佛之前看到的空座位是“幻影”一样。

一些文章写到InnoDB的可重复读避免了“幻读”（phantom read），这个说法并不准确。

做个试验：(以下所有试验要注意存储引擎和隔离级别)

mysql> show create table t_bitfly\G;
CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk

mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ      | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+

试验一：

t Session A                  Session B
|
| START TRANSACTION;         START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                            INSERT INTO t_bitfly
|                            VALUES (1, 'a');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                            COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry '1' for key 1
v (shit, 刚刚明明告诉我没有这条记录的)

如此就出现了幻读，以为表里没有数据，其实数据已经存在了，傻乎乎的提交后，才发现数据冲突了。

试验二：

t Session A                 Session B
|
| START TRANSACTION;        START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
|                           INSERT INTO t_bitfly
|                           VALUES (2, 'b');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
|                           COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
|
| UPDATE t_bitfly SET value='z';
| Rows matched: 2  Changed: 2 Warnings: 0
| (怎么多出来一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | z    |
| |    2 | z    |
| +------+-------+
|
v

本事务中第一次读取出一行，做了一次更新后，另一个事务里提交的数据就出现了。也可以看做是一种幻读。

那么，InnoDB指出的可以避免幻读是怎么回事呢？

准备的理解是，当隔离级别是可重复读，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，在搜索和扫描index的时候使用的next-key locks可以避免幻读。

关键点在于，是InnoDB默认对一个普通的查询也会加next-key locks，还是说需要应用自己来加锁呢？如果单看这一句，可能会以为InnoDB对普通的查询也加了锁，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的区别又在哪里呢？

我的理解是说，InnoDB提供了next-key locks，但需要应用程序自己去加锁。manual里提供一个例子：

SELECT * FROM child WHERE id > 100 FOR UPDATE;

这样，InnoDB会给id大于100的行（假如child表里有一行id为102），以及100-102，102+的gap都加上锁。

可以使用show innodb status来查看是否给表加上了锁。

再看一个实验，要注意，表t_bitfly里的id为主键字段。实验三：

t Session A                Session B
|
| START TRANSACTION;       START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly
| WHERE id&lt;=1
| FOR UPDATE;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
|                          INSERT INTO t_bitfly
|                          VALUES (2, 'b');
|                          Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
|                          INSERT INTO t_bitfly
|                          VALUES (0, '0');
|                          (waiting for lock ...
|                          then timeout)
|                          ERROR 1205 (HY000):
|                          Lock wait timeout exceeded;
|                          try restarting transaction
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
|                          COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a    |
| +------+-------+
v

可以看到，用id<=1加的锁，只锁住了id<=1的范围，可以成功添加id为2的记录，添加id为0的记录时就会等待锁的释放。

一致性读和提交读，先看实验，实验四：

t Session A                     Session B
|
| START TRANSACTION;            START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a    |
| +----+-------+
|                               INSERT INTO t_bitfly
|                               VALUES (2, 'b');
|                               COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a    |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a    |
| |  2 | b    |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a    |
| |  2 | b    |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a    |
| +----+-------+
v

如果使用普通的读，会得到一致性的结果，如果使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。

本身，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，如果保证了可重复读，就会看不到其他事务的提交，违背了提交读；如果保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。

可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以使用加锁读去查询最新的数据。

总结

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面试官问：说说MySQL的InnoDB的幻读问题，瞬间懵了

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