MySQL 的 RR 到底有没有解决幻读
本文由原作者归档自知乎，原文发布于 2026-06-15。原文链接：MySQL 的 RR 到底有没有解决幻读。
MySQL 的 RR 到底有没有解决幻读？
关于数据库隔离级别，有一个流传很多年的结论：Read Committed 解决脏读，Repeatable Read 解决不可重复读，Serializable 解决幻读。
所以很多人的认知是：RR 解决不了幻读。
但如果你查 MySQL 官方文档或者一些数据库专家的分享，又会看到另外一种说法：InnoDB 的 RR 已经解决了幻读。
那么问题来了：到底是谁说错了？
事实上，两边都没错。因为讨论这个问题之前，必须先弄清楚一个经常被忽略的前提：你执行的到底是快照读，还是当前读？
幻读到底是什么？
先看一个经典场景。
假设当前 orders 表中有三条数据：
id | amount
---|-------
1 | 80
2 | 150
3 | 200| 时间线 | 事务A | 事务B |
|---|---|---|
| t1 | SELECT * FROM orders WHERE amount > 100; | |
| （返回两条记录） | ||
| t2 | BEGIN; | |
| t3 | INSERT INTO orders VALUES(4, 180); | |
| t4 | COMMIT; | |
| t5 | SELECT * FROM orders WHERE amount > 100; | |
| （返回三条记录） |
同样的查询条件，两次查询结果集却发生了变化，这就是所谓的幻读（Phantom Read）。
ANSI SQL 对幻读的定义其实很简单：
同一事务中，两次相同条件的查询返回了不同的结果集。
注意这里说的是“结果集变化”，并没有规定必须是什么 SQL，也没有规定底层实现方式。
为什么很多人觉得 RR 已经解决了幻读？
因为他们做的实验通常是这样的：
| 时间线 | 事务A | 事务B |
|---|---|---|
| t1 | BEGIN; | |
| t2 | SELECT * FROM t; | |
| t3 | BEGIN; | |
| t4 | INSERT INTO t VALUES(4); | |
| t5 | COMMIT; | |
| t6 | SELECT * FROM t; |
t6 结果仍然只有原来的数据，看不到 id=4。
于是很多人得出结论：
RR 下不会出现幻读。
这个实验本身没有问题，但它验证的其实是 MVCC 的快照读能力。
在 InnoDB 的 RR 隔离级别下，第一次普通 SELECT 会创建一个 Read View，后续查询都基于同一个快照进行读取，因此事务A始终看到的是事务开始时的数据状态。
从这个角度来说：对于快照读，幻读确实不会出现。
那为什么标准教材又说 RR 解决不了幻读？
因为标准讨论的是事务现象，而不是 MySQL 的具体实现。更重要的是，InnoDB 里除了快照读，还有另一种读取方式：
SELECT ... FOR UPDATE;
UPDATE ...
DELETE ...这些操作属于当前读（Current Read）。当前读不会读取历史快照，而是直接读取最新版本的数据。
于是我们把实验稍微改一下。
| 时间线 | 事务A | 事务B |
|---|---|---|
| t1 | BEGIN; | |
| t2 | SELECT * FROM t; | |
| t3 | BEGIN; | |
| t4 | INSERT INTO t VALUES(4); | |
| t5 | COMMIT; | |
| t6 | SELECT * FROM t FOR UPDATE; |
结果会发现：
1
2
3
4新插入的记录出现了。从事务A的角度看：
- 第一次查询看到 3 条记录
- 第二次查询看到 4 条记录
按照 ANSI SQL 的定义，这就是幻读。
真正决定幻读是否出现的，其实不是 RR，而是第一次访问时有没有加锁
再看另外一个实验。
| 时间线 | 事务A | 事务B |
|---|---|---|
| t1 | BEGIN; | |
| t2 | SELECT * FROM t FOR UPDATE; | |
| （此时 InnoDB 会加 Next-Key Lock） | ||
| t3 | BEGIN; | |
| t4 | INSERT INTO t VALUES(4); | |
| （会被阻塞，直到事务A提交） | ||
| t5 | SELECT * FROM t FOR UPDATE; | |
| （这时候事务A无论再执行多少次，结果都不会发生变化，因为新的记录根本插不进来） |
InnoDB 到底是怎么解决幻读的？
很多文章把原因简单归结为 MVCC。实际上并不准确。InnoDB 能够避免幻读，本质上依赖的是两套机制：
| 机制 | 说明 | 效果 |
|---|---|---|
| MVCC | 负责解决快照读问题。保证事务内多次普通 SELECT 看到的是同一个一致性视图。 | MVCC 让你看不到幻影 |
| Next-Key Lock | 负责解决当前读问题。防止其他事务向查询范围内插入新的记录。 | Next-Key Lock 让别人造不出幻影。 |
两者配合，才构成了 InnoDB 在 RR 隔离级别下的完整并发控制方案。
所以 RR 到底解决了幻读吗？
我觉得更准确的答案应该是：RR 本身并不能简单地说“解决”或者“没解决”幻读，而要看具体使用的是快照读还是当前读。
对于普通 SELECT：
- InnoDB 通过 MVCC 保证一致性视图；
- 同一个事务内看到的是同一个快照；
- 不会观察到幻读。
对于 FOR UPDATE、UPDATE、DELETE 等当前读：
- InnoDB 依赖 Gap Lock 和 Next-Key Lock；
- 防止其他事务向查询范围插入新记录；
- 从而避免幻读。
但如果先进行了快照读，后面又执行当前读，那么仍然有机会观察到“幻影记录”。
这也是为什么有人说：RR 解决了幻读。
而另一些人又坚持：RR 没有解决幻读。
因为他们讨论的根本不是同一种场景。
一个更有意思的问题
看到这里，其实还有一个问题值得继续思考。
MySQL 为了避免幻读，引入了：
- MVCC
- Gap Lock
- Next-Key Lock
那么 PostgreSQL 呢？PostgreSQL 也有 MVCC，但没有 InnoDB 这种 Gap Lock。它是怎么处理幻读的？Oracle、SQL Server、TiDB 的行为又是否一样？
下一篇，我们来聊聊主流数据库在幻读问题上的不同设计思路，以及为什么有些数据库甚至不需要 Gap Lock，也能实现 Serializable。