MySQL InnoDB事務的隔離級別有四級，默認是“可重複讀”（REPEATABLE READ）。
- 未提交讀（READ UNCOMMITTED）。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據（髒讀）。
- 提交讀（READ COMMITTED）。本事務讀取到的是最新的數據（其他事務提交後的）。問題是，在同一個事務裡，前後兩次相同的SELECT會讀到不同的結果（不重複讀）。
- 可重複讀（REPEATABLE READ）。在同一個事務裡，SELECT的結果是事務開始時時間點的狀態，因此，同樣的SELECT操作讀到的結果會是一致的。但是，會有幻讀現象（稍後解釋）。
- 串行化（SERIALIZABLE）。讀操作會隱式獲取共享鎖，可以保證不同事務間的互斥。
四個級別逐漸增強，每個級別解決一個問題。
- 髒讀，最容易理解。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據。
- 不重複讀。解決了髒讀後，會遇到，同一個事務執行過程中，另外一個事務提交了新數據，因此本事務先後兩次讀到的數據結果會不一致。
- 幻讀。解決了不重複讀，保證了同一個事務裡，查詢的結果都是事務開始時的狀態（一致性）。但是，如果另一個事務同時提交了新數據，本事務再更新時，就會“驚奇的”發現了這些新數據，貌似之前讀到的數據是“鬼影”一樣的幻覺。
借鑑並改造了一個搞笑的比喻：
- 髒讀。假如，中午去食堂打飯吃，看到一個座位被同學小Q占上了，就認為這個座位被佔去了，就轉身去找其他的座位。不料，這個同學小Q起身走了。事實：該同學小Q只是臨時坐了一小下，並未“提交”。
- 不重複讀。假如，中午去食堂打飯吃，看到一個座位是空的，便屁顛屁顛的去打飯，回來後卻發現這個座位卻被同學小Q佔去了。
- 幻讀。假如，中午去食堂打飯吃，看到一個座位是空的，便屁顛屁顛的去打飯，回來後，發現這些座位都還是空的（重複讀），竊喜。走到跟前剛準備坐下時，卻驚現一個恐龍妹，嚴重影響食慾。彷彿之前看到的空座位是“幻影”一樣。
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一些文章寫到InnoDB的可重複讀避免了“幻讀”（phantom read），這個說法並不準確。
做個試驗：(以下所有試驗要注意存儲引擎和隔離級別)
mysql> show create table t_bitfly\G;
CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk
mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+
試驗一：
t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (1, 'a');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry '1' for key 1
v (shit, 剛剛明明告訴我沒有這條記錄的)
如此就出現了幻讀，以為表裡沒有數據，其實數據已經存在了，傻乎乎的提交後，才發現數據衝突了。
試驗二：
t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (2, 'b');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
|
| UPDATE t_bitfly SET value='z';
| Rows matched: 2 Changed: 2 Warnings: 0
| (怎麼多出來一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | z |
| | 2 | z |
| +------+-------+
|
v
本事務中第一次讀取出一行，做了一次更新後，另一個事務裡提交的數據就出現了。也可以看做是一種幻讀。
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那麼，InnoDB指出的可以避免幻讀是怎麼回事呢？
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.html
By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlog system variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoiding the Phantom Problem Using Next-Key Locking”).
準備的理解是，當隔離級別是可重複讀，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情況下，在搜索和掃描index的時候使用的next-key locks可以避免幻讀。
關鍵點在於，是InnoDB默認對一個普通的查詢也會加next-key locks，還是說需要應用自己來加鎖呢？如果單看這一句，可能會以為InnoDB對普通的查詢也加了鎖，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的區別又在哪裡呢？
MySQL manual裡還有一段：
13.2.8.5. Avoiding the Phantom Problem Using Next-Key Locking (http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html)
To prevent phantoms, InnoDB uses an algorithm called next-key locking that combines index-row locking with gap locking.
You can use next-key locking to implement a uniqueness check in your application: If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row you are going to insert, then you can safely insert your row and know that the next-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyone meanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key locking enables you to “lock” the nonexistence of something in your table.
我的理解是說，InnoDB提供了next-key locks，但需要應用程序自己去加鎖。manual裡提供一個例子：
SELECT * FROM child WHERE id > 100 FOR UPDATE;
這樣，InnoDB會給id大於100的行（假如child表裡有一行id為102），以及100-102，102+的gap都加上鎖。
可以使用show innodb status來查看是否給表加上了鎖。
再看一個實驗，要注意，表t_bitfly裡的id為主鍵字段。實驗三：
t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly
| WHERE id<=1
| FOR UPDATE;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (2, 'b');
| Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (0, '0');
| (waiting for lock ...
| then timeout)
| ERROR 1205 (HY000):
| Lock wait timeout exceeded;
| try restarting transaction
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id | value |
| +------+-------+
| | 1 | a |
| +------+-------+
v
可以看到，用id<=1加的鎖，只鎖住了id<=1的範圍，可以成功添加id為2的記錄，添加id為0的記錄時就會等待鎖的釋放。
MySQL manual裡對可重複讀裡的鎖的詳細解釋：
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/set-transaction.html#isolevel_repeatable-read
For locking reads (SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements, locking depends on whether the statement uses a unique index with a unique search condition, or a range-type search condition. For a unique index with a unique search condition, InnoDB locks only the index record found, not the gap before it. For other search conditions, InnoDB locks the index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record) locks to block insertions by other sessions into the gaps covered by the range.
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一致性讀和提交讀，先看實驗，實驗四：
t Session A Session B
|
| START TRANSACTION; START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 | a |
| +----+-------+
| INSERT INTO t_bitfly
| VALUES (2, 'b');
| COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 | a |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 | a |
| | 2 | b |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 | a |
| | 2 | b |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| | 1 | a |
| +----+-------+
v
如果使用普通的讀，會得到一致性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結果。
本身，可重複讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務裡，如果保證了可重複讀，就會看不到其他事務的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導致前後兩次讀到的結果不一致，違背了可重複讀。
可以這麼講，InnoDB提供了這樣的機制，在默認的可重複讀的隔離級別裡，可以使用加鎖讀去查詢最新的數據。
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-consistent-read.html
If you want to see the “freshest” state of the database, you should use either the READ COMMITTED isolation level or a locking read:
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
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結論：MySQL InnoDB的可重複讀並不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖度使用到的機制就是next-key locks。
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