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我们设想一个场景，这个场景中我们需要插入多条相关联的数据到数据库，不幸的是，这个过程可能会遇到下面这些问题：
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上面的任何一个问题都可能会导致数据的不一致性。为了保证数据的一致性，系统必须能够处理这些问题。事务就是我们抽象出来简化这些问题的首选机制。事务的概念起源于数据库，目前，已经成为一个比较广泛的概念。
何为事务？ 一言蔽之， 事务是逻辑上的一组操作，要么都执行，要么都不执行。
事务最经典也经常被拿出来说例子就是转账了。假如小明要给小红转账 1000 元，这个转账会涉及到两个关键操作，这两个操作必须都成功或者都失败。
事务会把这两个操作就可以看成逻辑上的一个整体，这个整体包含的操作要么都成功，要么都要失败。这样就不会出现小明余额减少而小红的余额却并没有增加的情况。
大多数情况下，我们在谈论事务的时候，如果没有特指 分布式事务 ，往往指的就是 数据库事务 。
数据库事务在我们日常开发中接触的最多了。如果你的项目属于单体架构的话，你接触到的往往就是数据库事务了。
那数据库事务有什么作用呢？
简单来说，数据库事务可以保证多个对数据库的操作（也就是 SQL 语句）构成一个逻辑上的整体。构成这个逻辑上的整体的这些数据库操作遵循： 要么全部执行成功,要么全部不执行 。
另外，关系型数据库（例如： MySQL 、 SQL Server 、 Oracle 等）事务都有 ACID 特性：
ACID
这里要额外补充一点： 只有保证了事务的持久性、原子性、隔离性之后，一致性才能得到保障。也就是说 A、I、D 是手段，C 是目的！
在典型的应用程序中，多个事务并发运行，经常会操作相同的数据来完成各自的任务（多个用户对同一数据进行操作）。并发虽然是必须的，但可能会导致以下的问题。
不可重复读和幻读区别 ：不可重复读的重点是修改比如多次读取一条记录发现其中某些列的值被修改，幻读的重点在于新增或者删除比如多次查询同一条查询语句（DQL）时，记录发现记录增多或减少了。
SQL 标准定义了四个隔离级别：
隔离级别脏读不可重复读幻读 READ-UNCOMMITTED READ-COMMITTED REPEATABLE-READ SERIALIZABLE
MySQL 的隔离级别基于锁和 MVCC 机制共同实现的。
SERIALIZABLE 隔离级别，是通过锁来实现的。除了 SERIALIZABLE 隔离级别，其他的隔离级别都是基于 MVCC 实现。
不过， SERIALIZABLE 之外的其他隔离级别可能也需要用到锁机制，就比如 REPEATABLE-READ 在当前读情况下需要使用加锁读来保证不会出现幻读。
MySQL InnoDB 存储引擎的默认支持的隔离级别是 REPEATABLE-READ（可重读） 。我们可以通过 SELECT @@tx_isolation; 命令来查看，MySQL 8.0 该命令改为 SELECT @@transaction_isolation;
从上面对 SQL 标准定义了四个隔离级别的介绍可以看出，标准的 SQL 隔离级别定义里，REPEATABLE-READ(可重复读)是不可以防止幻读的。
但是！InnoDB 实现的 REPEATABLE-READ 隔离级别其实是可以解决幻读问题发生的，主要有下面两种情况：
因为隔离级别越低，事务请求的锁越少，所以大部分数据库系统的隔离级别都是 READ-COMMITTED ，但是你要知道的是 InnoDB 存储引擎默认使用 REPEATABLE-READ 并不会有任何性能损失。
InnoDB 存储引擎在分布式事务的情况下一般会用到 SERIALIZABLE 隔离级别。
一、定义
1、幻读MYSQL官方叫法是Phantom Rows，意为鬼影行或者幻影行，请看官方定义：
The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times. For example, if a [ SELECT ] is executed twice, but returns a row the second time that was not returned the first time, the row is a “phantom” row.
翻译一下：
所谓的幻影行问题是指，在同一个事务中，同样的查询语句执行多次，得到了不同的行结果集。
例如，如果同一个SELECT语句执行了两次，第二次执行的时候比第一次执行时多出一行，则该行就是所谓的幻影行。
2、幻读与不可重复读的区别
从官方的定义来看，幻读的定义侧重于多条记录，就是记录条数的变化，而不可重复读侧重于单条记录数据的变化，这样区分原因在于解决幻读需要范围锁，解决不可重复读只需要单条记录加锁
二、InnoDB的REPEATABLE READ级别
InnoDB支持由SQL1992标准描述的所有四个事务隔离级别，默认隔离级别是 REPEATABLE READ。
1、快照读：
在RR模式下，第一次读取会建立快照，后续查询会读取快照。
这意味着，如果在同一事务中发出多个普通[ SELECT ]（非锁定）语句，则这些 [ SELECT ]语句的结果也是一致的。
2、[locking reads](锁定读取，又叫当前读）
[ SELECT ]语句中使用 FOR UPDATE 或 FOR SHARE
3、行锁
在RR模式下，使用当前读以及 [ UPDATE ]和 [ DELETE ]语句会对数据记录加行锁，锁定范围取决于该语句使用的是具有唯一搜索条件的唯一索引还是范围类型搜索条件。
三、InnoDB的READ COMMITTED级别
1、在RC模式下，每次读取都会刷新快照，因此不能保证可重复读
2、在RC模式下，使用当前读以及 [ UPDATE ]和 [ DELETE ]语句会对数据记录加行锁，但是不会加范围锁，间隙锁定仅用于外键约束检查和重复键检查。
3、由于禁用了间隙锁定，因此可能会产生幻影行问题，因为其他会话可以在间隙中插入新行。
4、 对于[ UPDATE ]或 [ DELETE ]语句， InnoDB 仅对其更新或删除的行持有锁。MySQL评估 WHERE 条件后，将释放不匹配行的记录锁 。这大大降低了死锁的可能性，但是仍然可以发生。
5、对于[ UPDATE ]语句，如果某行已被锁定，则 InnoDB 执行“半一致”读取，将最新提交版本的数据返回给MySQL，以便MySQL可以确定该行是否符合 WHERE 条件。如果该行匹配（必须更新），则MySQL会再次读取该行，这一次 InnoDB 会将其锁定或等待获取锁。
6、注意
从MySQL 8.0.22开始，DML操作（增删改，通过联接列表或子查询）从MySQL授权表中读取数据，但不对其进行修改，无论隔离级别如何，都不会在MySQL授权表上获得读取锁。
有关更多信息，请参见 Grant Table Concurrency 。
四、乐观锁与悲观锁
1、乐观锁
在UPDATE的WHERE子句中加入版本信息来确定修改是否生效
使用乐观锁时仍然需要非常谨慎，因为RR是可重复读的，在UPDATE之前读取版本号，应该使用[当前读]，不能使用[快照读]
2、悲观锁
在UPDATE执行前，SELECT后面加上FOR UPDATE来给记录加锁，保证记录在UPDATE前不被修改。SELECT ... FOR UPDATE是加上了X锁，也可以通过SELECT ... LOCK IN SHARE MODE加上S锁，来防止其他事务对该行的修改。
3、无论是乐观锁还是悲观锁，使用的思想都是一致的，那就是当前读。乐观锁利用当前读判断是否是最新版本，悲观锁利用当前读锁定行。
五、总结
1、RC级别没有范围锁一定会导致不可重复读和幻影行
2、RR级别安全性更高，实现可重复读的方式为快照，如果需要最新数据可以选择[当前读]，因此RR级别是首选
3、不论RR还是RC级别，增、删、改的操作都会进行一次[当前读]操作，以此获取最新版本的数据，并检测是否有重复的索引。
4、RR级别下，当前事务如果未发生更新操作(增删改)，快照版本会保持不变，多次查询读取的快照是同一个
5、RR级别下，当前事务如果发生更新(增删改)，会刷新快照，会导致不可重复读和幻影行
6、RR级别下，使用当前读，会刷新快照，会导致不可重复读和幻影行
7、RR级别下，可以通过提交当前事务并在此之后发出新查询来为查询获取更新的快照。
8、RR级别可以部分解决不可重复读和幻读问题
9、其实问题的关键是你的业务逻辑需要可重复读还是最新数据
幻读的定义是指，一个事务开启后，执行前后两次查询，两次查询中出现了新的数据，幻读仅针对数据的新增。
比如： 表t中，id为主键，目前有数据1,5,10,20四条。
开始一个事务A，前后两次执行 select * from t where id 10 for update;
开启一个事务B，在事务A第二次执行查询前，执行insert into t values( 2,...); 并提交事务（请暂时忽略这里能否成功执行！）。
此时在RC、RR隔离级别下都会导致事务A第二次查询能够查询到 事务B新增的数据 id = 2。
RC级别下能够看到不同结果就不做解释了。
对于RR隔离级别下，有了MVCC版本控制为什么还能读取到不同的结果呢？
这里要归功于 "for update"。
"for update" 会将快照读变为当前读，在当前读场景中，会自动读取最新的数据，而非快照数据。
分析一下，锁与当前读关系。了解什么情况下会加锁。了解 意向锁、共享锁、排它锁区别及各自在什么情况下使用。
行锁的概念都清楚，这里就不做补充了。
间隙锁实际上是指一个区间。
我们都知道，InnoDB 在RR事务隔离级别下解决幻读问题就是通过Next Key Lock (间隙锁+行锁)来实现的。而且，很多地方也有提到，如果对于读一致性要求不高的场景可以考虑使用RC隔离级别，允许幻读的发生。
还是上边说的那个实例，略微改动：
比如： 表t中，id为主键，目前有数据1,5,10,20四条。
开始一个事务A，前后三次分别执行
开启一个事务B，在事务A执行update前，执行insert into t values( 2,...); 并提交事务。
此时我们知道，事务A中第二次查询能够查到 事务B新增的数据，也就是产生了幻读。那么，按照SQL执行的顺序来说，事务B
什么是幻读？
幻读指的是一个事务在前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。
首先快照读是不存在幻读的，只有当前读（实时读）才存在幻读的问题。
幻读有什么问题？
select ...for update语句就是将相应的数据行锁住，但是如果存在幻读，就把for update的语义破坏了。
如何解决幻读？
产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB只好引入新的锁，也就是间隙锁(Gap Lock)。间隙锁和行锁合称 next-key lock ， 每个next-key lock是前开后闭区间 。
总结
见图，主要是select xx for update，又或者是update语句更新了，使用了当前读。所以后面再次select（13行）出现幻读，如果只是select的话（10行不是update，是个select），是不会出现幻读的情况，因为符合mvcc规则，用的还是一开始的快照。
todo：看下10行是update的情况下的内容：SELECT * FROM information_schema . INNODB_TRX
如果10行，update的id为1，则不会出现幻读的情况，这里因为update的时候把session2里的更新到了
