首先說結論，在rr的隔離級別下，innodb使用mvcc和next-key locks解決幻讀，mvcc解決的是普通讀（快照讀）的幻讀，next-key locks解決的是當前讀情況下的幻讀。
事務a，先執行：
update table set name=「hh」 where id>3;
結果為：
ok row xx 表名成功影響多少行資料
事務b，後執行，並且提交：
insert into table values(11, uu);
commit;
事務a，然後再select一下：
select * from table where id>3
結果集為：
11,uu
事務a懵了，我特麼不是id>3全部更新了嗎
這次是已提交事務b對事務a產生的影響，這個影響叫做「幻讀」。
幻讀和不可重複讀的區別是，前者是乙個範圍，後者是本身
所謂當前讀，指的是加鎖的select(s或者x), update, delete等語句。在rr的事務隔離級別下，資料庫會使用next-key locks來鎖住本條記錄以及索引區間。
拿上面那個例子來說，在rr的情況下，假設使用的是當前讀，加鎖了的讀
select * from table where id>3 鎖住的就是id=3這條記錄以及id>3這個區間範圍，鎖住索引記錄之間的範圍，避免範圍間插入記錄，以避免產生幻影行記錄。
因為普通讀是不會加鎖的讀，故不會有next-key locks的使用，解決幻讀的手段是mvcc
mvcc會給每行元組加一些輔助字段，記錄建立版本號和刪除版本號。
而每乙個事務在啟動的時候，都有乙個唯一的遞增的版本號。每開啟乙個新事務，事務的版本號就會遞增。
預設的隔離級別（repeatable read）下，增刪查改變成了這樣：
update
比如我插入一條記錄, 事務id 假設是1 ，那麼記錄如下：也就是說，建立版本號就是事務版本號。
idname
createversion
deleteversion
1wxt1
如果我更新的話，事務id假設是2
idname
createverison
deleteversion
1wxt12
1taotao
2這裡是把name更新為taotao，原來的元組deleteversion版本號為這個事務的id，並且新增一條
如果我刪除的話，假設事務是id=3
idname
createverison
deleteversion
1taotao23
就變成現在這個樣子
關鍵點來了
現在我讀取的話，必須同時滿足兩個條件的
讀取建立版本小於或等於當前事務版本號 這意味著資料在這個事務之前被建立
刪除版本為空或大於當前事務版本號的記錄。 這意味著刪除操作在這個事務之後發生
就拿上面那個例子說明
當前資料庫的狀態
idname
createverison
deleteversion4a
25b5
假設事務a的id=10
現在update table set name=「hh」 where id>3;執行這條語句
idname
createverison
deleteversion4a
2105b
5104hh
105hh10
事務b的id=11
insert into table values(11, uu);
idname
createverison
deleteversion4a
2105b
5104hh
105hh10
11uu11
最後事務a（id=10）在此讀取
select * from table where id>3
根據上述的規則，
讀取建立版本好小於等於當前事務的→那麼（4，a）（5，b）（4，hh）（5，hh）
上面規則的輸出作為下面規則的輸入的話
刪除版本為空或大於當前事務版本號的記錄→（4，hh）（5，hh）
如此讀取就沒有讀取到事務b新插入的那行，解決幻讀
如果事務b是更新id=4 的元組name=cc呢
同理，根據update的規則
idname
createverison
deleteversion4a
2105b
5104hh
10115hh
104cc11
然後根據select的規則去讀取的話，得到的還是（4，hh）（5，hh）
在rc的模式下，mvcc解決不了幻讀和不可重複讀，因為每次讀都會讀它自己重新整理的快照版本，簡單來說就是另乙個事務提交，他就重新整理一次，去讀最新的
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