事物的隔离级别已经介绍过了，接下来我们谈谈细节部分。
MySQL innoDB引擎的默认隔离级别——可重复读
虽然可重复读不能完全避免幻读，但其实已经避免了很大一部分了。具体怎么做的呢，主要有以下两个操作：
- 针对快照读，是通过MVCC（多版本并发控制）方式解决了幻读。意思就是说事务开始后，执行第一个查询语句时，会创建一个 Read View（快照），后续查询的结果都是根据根据这个快照得出的。这个快照是根据undo log 版本链实现的，后续会说。
- 针对当前读，是通过next-key lock（记录锁+间隙锁）方式解决了幻读。需要注意的是，快照读仅针对普通的select查询。假设事务想执行update、insert、delete，就得先去看当前最新的数据是什么样的，这就是当前读。否则你想update，但是其他事务delete了并且提交了，那这逻辑就冲突了。所以其实有一种特殊的查询语句select … for update，区别于普通的select查询，这种查询语句是当前读。但这就出现了幻读，如下图：
所以，为了解决幻读问题，select … for update有一种机制叫做next-key lock（间隙锁+记录锁）
注意区间是 ( 2 , + ∞ ] (2, +\infty] (2,+∞]，为什么呢，因为next-key lock是间隙锁（gap lock，锁住一个左开右开的开区间，阻止插入）和记录锁（record lock，也称行锁，只锁住一行，阻止删除更新）的合体。
但是为啥说这俩机制没完全解决幻读呢？主要是以下两种情况没法避免
情况一
# 事务 A
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)mysql> select * from t_stu where id = 5;
Empty set (0.01 sec)
# 事务 B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)mysql> insert into t_stu values(5, '小美', 18);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)mysql> commit;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
我们会发现，A事务其实没主动插入id=5的数据，是B事务插入并且提交的，A数据想要执行update就不能用快照，得用当前数据的版本，所以就把B的数据读出来了，然后就给更新了。所以MVCC是不能完全避免幻读的。
# 事务 A
mysql> update t_stu set name = '小林coding' where id = 5;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0mysql> select * from t_stu where id = 5;
+----+--------------+------+
| id | name | age |
+----+--------------+------+
| 5 | 小林coding | 18 |
+----+--------------+------+
1 row in set (0.00 sec)
情况二
- T1 时刻：事务 A 先执行「快照读语句」：select * from t_test where id > 100 得到了 3 条记录；
- T2 时刻：事务 B 往插入一个 id= 200 的记录并提交；
- T3 时刻：事务 A 再执行「当前读语句」 select * from
t_test where id > 100 for update 就会得到 4 条记录，此时也发生了幻读现象。
这个现象是因为没能早点锁住记录，所以尽量在开启事务之后，马上执行 select … for update 这类当前读的语句，从而避免其他事务插入一条新记录。
