相信有不少的同学都有使用过MySQL内置的事务属性，我觉得相对比于其他的关系性数据库来说，MySQL的事务特性确实是一个非常吸引人去使用的点。那么本文将会来带大家深入探讨一个问题，就是为什么MySQL到了5.7之后，Repeatable Read隔离级别是如何解决幻读问题的。
不同的隔离级别分别有什么作用
Read UnCommited
读取到别的事务还没有提交的内容，不能很好的保证事务的隔离性。会有脏读，不可重复读，幻读的问题。
Read Commited
只能读取到最新已经提交的事务，能够保证读取数据的最新性，但是可能会存在幻读，不可重复读的问题。
Repeatable Read
同一个事务里面，每次的读取都是相同的，但是依然可能有幻读的问题。
Serializable
序列化级别，我觉得是可以完全避免掉幻读，不可重复读，脏读三种问题的级别了，但是一旦开启，相当于就是每个事务都变成了单线程去执行，其性能是会大大降低的。
幻读，不可重复读，脏读的区别
其实这三者我觉得就是一个概念性的东西，大家大概知道下就可以了。 不可重复读：事务的前后两次读取结果都不相同，其实所谓的幻读和脏读就是从这个大类型下延伸出来的。 脏读：读取到了未提交的事务数据。 幻读：同一条sql读取到了和之前不同的结果，例如前一刻count出来是8条记录，后一刻count出来是9条记录。幻读更多强调的是数据的不一致性。
为什么说MySQL的Repeatable Read依然可能会有幻读的情况发生？
为什么说是可能，这个我们需要结合一定的业务场景来进行说明才好理解。
| 事务1 | 事务2 |
|---|---|
| begin | |
| select * from t_test where id=1; | begin |
| (empty resultSet) | insert into t_test(id,name) values(1,'idea'); |
| commit; | |
| insert into t_test(id,name) values(1,'idea'); | |
| Duplicate entry '1' for key 't_test.PRIMARY'(主键冲突) | |
| commit; |
例如上边我所描述的场景中，我们的事务会话1里面，对于表先做了查询的判断，发现并没有任何记录，所以进行了insert操作，但是在事务1insert之前，事务2已经抢先一步进行了insert，所以出现了主键冲突的问题，这就是一个典型的幻读问题场景。
为了避免在RR隔离级别下，会再有幻读的问题发生，我们需要怎么解决呢？
使用Next-Key Lock 算法，这种算法是只有InnoDB的RR隔离级别下才会有使用到的。我们举个场景来理解下就好懂了。
select * from t_test where user_id=10001 for update;
这里user_id是唯一的辅助索引，因此在进行查询的时候会将10001行给锁住，当有其他的事务希望对10001记录进行修改，则需要等待行锁的释放。这种情况确实可以有效避免掉幻读的发生，但是是在当前读的基础上去实现的。
如果是基于快照读的话，就不能避免幻读了，例如下边这种：
select * from t_test where user_id=10001;
所以如果以后再遇到说，RR是否可以解决幻读的问题，我们应该分场景来解答，如果是快照读的话，依旧有幻读，如果是当前读，那么就可以避免。
当前读避免幻读的原理是什么
这里我直接给结论大家看：
- 等值查询的当前读（数据存在），并且还是索引的情况
select * from t_test where user_id=10001 for update;
加入了行锁，避免外界数据对该行进行修改
- 等值查询的当前读（数据不存在），并且还是索引的情况 假设目前我们存在10001和10005，那么执行以下sql：
select * from t_test where user_id=10003 for update;
锁住的范围是：（10001，10005），所以如果有任何的更新或者插入操作希望在10002，10003，10004之间发生的话，都会被堵塞住。
- 索引范围查询当前读
select * from t_test where user_id>10003 and user_id<=10009 for update;
锁住的范围是(10003,10009]，相当于是加入了一把间隙锁区避免幻读了。
- 非索引的当前读
select * from t_test where name like '%ide%' for update;
会有锁表的可能
