MySQL是如何解决幻读问题的？下面本篇文章就来带大家聊聊这个问题，下面就来带着问题一起看看文章吧！
金不三，银不四的高频面试题中，MySQL的事务特性，隔离级别等问题也是非常经典八股文之一，面对此种问题，估计绝大数小伙伴也是信手拈来的事情：
事务特性（ACID）：原子性（Atomicity）、隔离性（Isolation）、一致性（Consistency）和持久性
隔离级别：读取未提交（READ UNCOMMITTED），读取已提交（READ COMMITTED），可重复读（REPEATABLE READ），可串行化（SERIALIZABLE）
而每一种隔离级别导致的问题有：
READ UNCOMMITTED隔离级别下，可能发生脏读、不可重复读和幻读问题READ COMMITTED隔离级别下，可能发生不可重复读和幻读问题，但是不可以发生脏读问题REPEATABLE READ隔离级别下，可能发生幻读问题，但是不可以发生脏读和不可重复读的问题SERIALIZABLE隔离级别下，各种问题都不可以发生对于MySQL InnoDB 存储引擎的默认支持的隔离级别是 REPEATABLE-READ（可重读），从上面的SQL标准的四种隔离级别定义可知，REPEATABLE-READ(可重复读)是不可以防止幻读的，但是我们都知道，MySQL InnoDB存储引擎是解决了幻读问题发生的，那他又是如何解决的呢？
在进入主题之前，我们先大致了解一下什么是行格式，这样有助于我们理解下面的MVCC，行格式是表中的行记录在磁盘的存放方式，Innodb存储引擎总共有4种不同类型的行格式：compact、redundant、dynamic、compress；虽然很很多行格式，但是在原理上，大体都相同，如下，为compact行格式：
从图中可以看出来，一条完整的记录其实可以被分为记录的额外信息和记录的真实数据两大部分，记录的额外信息分别是变长字段长度列表、NULL值列表和记录头信息，而记录的真实数据除了我们自己定义的列之外，MySQL会为每个记录添加一些默认列，这些默认列又称为隐藏列，具体列如下：
| 列名 | 长度 | 描述 |
|---|---|---|
| row_id | 6个字节 | 行ID，唯一标识一条记录 |
| transaction_id | 6个字节 | 事务ID |
| roll_pointer | 7个字节 | 回滚指针 |
隐藏列的值不用我们操心，InnoDB存储引擎会自己帮我们生成的，画得再详细一点，compact行格式如下：
然后将roll_pointer 指向该undolog，所以该列相当于一个指针，通过该列，可以找到修改之前的信息假设有一条记录如下：
插入该记录的事务id为80，roll_pointer 指针为NULL(为了便于理解，读者可理解为指向为NULL，实际上roll_pointer第一个比特位就标记着它指向的undo日志的类型，如果该比特位的值为1时，就代表着它指向的undo日志类型为insert undo)
假设之后两个事务id分别为100、200的事务对这条记录进行UPDATE操作：
-- 事务id=100 update person set grade =20 where id =1; update person set grade =40 where id =1; -- 事务id=200 update person set grade =70 where id =1;
每次对记录进行改动，都会记录一条undo日志，每条undo日志也都有一个roll_pointer属性（INSERT操作对应的undo日志没有该属性，因为该记录并没有更早的版本），可以将这些undo日志都连起来，串成一个链表，所以现在的情况就像下图一样:
对该记录每次更新后，都会将旧值放到一条undo日志中，就算是该记录的一个旧版本，随着更新次数的增多，所有的版本都会被roll_pointer属性连接成一个链表，我们把这个链表称之为版本链，版本链的头节点就是当前记录最新的值。另外，每个版本中还包含生成该版本时对应的事务id
对于数据库的四种隔离级别：1)read uncommitted；2) read committed；3) REPEATABLE READ； 4)SERIALIZABLE；来说，READ UNCOMMITTED，每次读取版本链的最新数据即可；SERIALIZABLE，主要是通过加锁控制；而read committed和REPEATABLE READ都是读取已经提交了的事物，所以对于这两个隔离级别，核心问题是版本链中，哪些事物是对当前事物可见；为了解决这个问题，MySQL提出了read view 概念，其包含四个核心概念：
m_ids：生成read view 时候，活跃的事物id集合min_trx_id：m_ids的最小值，既生成read view的时候，活跃事物的最小值max_trx_id：表示生成read view的时候，系统应该分配下一个事物id值creator_trx_id：创建read view的事物id，即当前事物id。有了这个ReadView，这样在访问某条记录时，只需要按照下边的步骤判断记录的某个版本是否可见：
creator_trx_id的时候，说明当前事物正在访问自己修改的记录，所以该版本可见min_trx_id的时候，则说明，在创建read view的时候，该事物已经提交，该版本，对当前事物可读max_trx_id，则说明创建该read view的时候，该说明生成该版本记录的事物id在生成Read view之后才开启，所以该版本不能被当前事物可读transaction_id在m_ids集合中，说明生成Read view的时候，该事物还是活跃的，还没有被提交，则该版本不可以被访问；如果不在，则说明创建ReadView时生成该版本的事务已经被提交，可以被访问注：读事物的事物id为0
在MySQL中，READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别的的一个非常大的区别就是它们生成ReadView的时机不同:
READ COMMITTED —— 每次读取数据前都生成一个ReadView
REPEATABLE READ —— 在第一次读取数据时生成一个ReadView
下面我们通过详细例子来说明，两者有何不同：
| 时间编号 | trx 100 | trx 200 | |
|---|---|---|---|
| ① | BEGIN; | ||
| ② | BEGIN; | BEGIN; | |
| ③ | update person set grade =20 where id =1; | ||
| ④ | update person set grade =40 where id =1; | ||
| ⑤ | SELECT * FROM person WHERE id = 1; | ||
| ⑥ | COMMIT; | ||
| ⑦ | update person set grade =70 where id =1; | ||
| ⑧ | SELECT * FROM person WHERE id = 1; | ||
| ⑨ | COMMIT; | ||
| ? | COMMIT; |
在时间④中，因事务trx 100 执行了事务的提交，id=1行记录的版本链如下：
在时间⑥中，因事务trx 200 执行了事务的提交，id=1行记录的版本链如下：
在时间⑤，事务trx 100执行select语句时会先生成一个ReadView，ReadView的m_ids列表的内容就是[100, 200]，min_trx_id为100，max_trx_id为201，creator_trx_id为0，此时，从版本链中选可见的记录，版本链从上到下遍历：因为grade=40，trx_id值为100，在m_ids里，所以该记录不可见，同理，grade=20的也不见。继续往下遍历，grade=20,trx_id值为80,小于小于ReadView中的min_trx_id值100，所以这个版本符合要求，返回给用户的是等级为10的记录。
在时间⑧中，如果事务的隔离级别是READ COMMITTED，会单独又生成一个ReadView，该ReadView的m_ids列表的内容就是[200]，min_trx_id为200，max_trx_id为201，creator_trx_id为0，此时，从版本链中选可见的记录，版本链从上到下遍历：因为grade=70，trx_id值为200，在m_ids里，所以该记录不可见，继续往下遍历，grade=40,trx_id值为100，小于ReadView中的min_trx_id值200，所以这个版本是符合要求的，返回给用户的是是等级为40的记录。
在时间⑧中，如果事务的隔离级别是 REPEATABLE READ，在时间⑧中，不会单独生成一个ReadView，而是沿用时间5的ReadView，所以返回给用户的等级是10。前后两次select得到的是一样的，这就是可重复读的含义。
通过分析MVCC详解部分，可以得出，基于MVCC，在RR隔离级别下，很好解决了幻读问题，但是我们知道，select for update是产生当前读，不再是快照读，那么此种情况，MySQL又是怎么解决幻读问题的呢？基于时间问题(整理画图的确需要花比较多的时间)，此处先给结论，后面再分析在当前读的情况下，MySQL是怎么解决幻读问题：
对于间隙锁是如何在当前读的情况下解决幻读问题的，感兴趣朋友可加个关注，点个赞
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