MySQL innodb 引擎如何解決幻度
MySQL innodb 引擎事務的隔離級別有四種，默認是可重複讀(REPEATABLE READ)
- 未提交讀(READ UNCOMMITTED)。倆個不同session，一個session正在顯式的開啓事務進行DML操作，但是還沒有提交，另外一個session此時執行SELECT的時候可以讀取得到這個未提交的DML操作之後的值。
- 提交讀(READ COMMITTED)。本事務讀取到的是最新的數據(其他的數據提交之後的數據)。就是說在同一個事務內，相同的Query操作獲取得到的結果是不一樣的(倆次查詢期間有新的事務提交)。
- 可重複讀(REPEATABLE READ)。同一個事務內，無論執行多少次相同Query查詢的結果是一樣的，不會做任何的修改(哪怕中途有其他的事務有進行DML操作提交)。
- 串行化(SERIALIZABLE)。非事務快照讀操作會隱式的獲取LOCK_S共享鎖，可以保證不同事務之間的互斥，只允許併發的讀，併發寫是被禁止的。
MySQL 的髒讀，不可重複讀，幻讀
- 髒讀: 一個事務內修改了數據但是還沒有提交，這個時候另外一個事務可以讀取得到這個未提交的數據，這個樣子就被稱之爲髒讀。
- 不可重複讀: 一個線程的事務讀取到了另外一個線程中提交的update的數據。
- 幻讀: 一個線程中的事務讀取到了另外一個事務insert的數據。
隔離級別和髒讀，不可重複讀，幻讀
| 隔離級別 | 髒讀 | 不可重複讀 | 幻讀 |
|---|---|---|---|
| 未提交讀 | 可能 | 可能 | 可能 |
| 已提交讀 | 不可能 | 可能 | 可能 |
| 可重複讀 | 不可能 | 不可能 | 可能 |
| 可串行化 | 不可能 | 不可能 | 不可能 |
按照上面的邏輯來說的話，MySQL的innodb在可重複讀的情況下是會出現幻讀的現象的，但是實際情況MySQL在可重複讀的隔離級別下是沒有出現幻讀的情況。在可重複讀的情況下MySQL主要是通過MVCC多版本控制來解決可重複讀的情況下幻讀的情況。
快照讀和當前讀
快照讀就是所謂的根據read view去獲取信息和數據，不會加任何的鎖。但是當前讀會獲取得到所有已經提交數據，按照邏輯上來講的話，在一個事務中第一次當前讀和第二次當前讀的中間有新的事務進行DML操作，這個時候倆次當前讀的結果應該是不一致的，但是實際的情況卻是在當前讀的這個事務還沒提交之前，所有針對當前讀的數據修改和插入都會被阻塞，主要是因爲next-key lock解決了當前讀可能會發生幻讀的情況。
next-key lock當使用主鍵索引進行當前讀的時候，會降級爲record lock(行鎖)
Read view
InnoDB支持MVCC多版本，其中RC(READ COMMITTED)和RR(REPEATABLE READ)隔離級別是利用consistent read view(一致讀視圖)方式支持的。所謂的consistent read view就是在某一時刻給事務系統trx_sys打snapshot(快照)，把當時的trx_sys狀態(包括活躍讀寫事務數組)記下來，之後的所有讀操作根據其事務ID(即trx_id)與snapshot中trx_sys的狀態做比較，以此判斷read view對事務的可見性。
RR隔離級別(除了GAP鎖之外)和RC隔離級別的差別是創建snapshot時機不同。RR隔離級別是在事務開始時刻，確切的說是第一個讀操作創建read view的；RC隔離級別是在語句開始時刻創建read view的。這就意味着RR隔離級別下面一個事務的SELECT操作只會獲取一個read view，但是RC隔離級別下一個事務是可以獲取多個read view的。
創建／關閉read view需要持有trx_sys->mutex，會降低系統性能，5.7版本對此進行優化，在事務提交時session會cache只讀事務的read view。
下次創建read view，判斷如果是隻讀事務並且系統的讀寫事務狀態沒有發生變化，即trx_sys沒有向前推進，而且沒有新的讀寫事務產生，就可以重用上次的read view。