1、数据脏读
事务a修改了某条数据，然后事务b读取了事务a修改的该条数据，然后事务a由于某些原因，事务a回滚了，这样事务b读到的数据就和回滚的数据不同了，这时事务b读取的数据就是脏数据。概况一句话就是一个事务读取了另一个事务未提交的数据。
2、数据幻读
事务a按一定条件读取了该表的一些数据，然后事务b想该表插入了一些满足事务a查询条件的数据，当事务a再次以相同条件查询数据时，会发现多出来一些数据，就好像产生了幻觉一样，我们称为幻读
3、不可重复读
事务a读取了某条数据，事务a没有提交，然后事务b修改了该条数据，这时事务a再次读取该条数据，这样两次读取的数据不同，我们成为该条数据为不可重复读。概况一句话就是一个事务多次读取某条数据，发现读取的数据不完全相同。
一、什么是幻读
在一次事务里面，多次查询之后，结果集的个数不一致的情况叫做幻读。
而多或者少的那一行被叫做 幻行
二、为什么要解决幻读
在高并发数据库系统中，需要保证事务与事务之间的隔离性，还有事务本身的一致性。
三、MySQL 是如何解决幻读的
如果你看到了这篇文章，那么我会默认你了解了 脏读 、不可重复读与可重复读。
1. 多版本并发控制（MVCC）（快照读 / 一致性读）
多数数据库都实现了多版本并发控制，并且都是靠保存数据快照来实现的。
以 InnoDB 为例，每一行中都冗余了两个字断。一个是行的创建版本，一个是行的删除（过期）版本。
具体的版本号（trx_id）存在 information_schema.INNODB_TRX 表中。
版本号（trx_id）随着每次事务的开启自增。
事务每次取数据的时候都会取创建版本小于当前事务版本的数据，以及过期版本大于当前版本的数据。
普通的 select 就是快照读。
select * from T where number = 1;
原理：将历史数据存一份快照，所以其他事务增加与删除数据，对于当前事务来说是不可见的。
2. next-key 锁 （当前读）
next-key 锁包含两部分
记录锁（行锁）
间隙锁
记录锁是加在索引上的锁，间隙锁是加在索引之间的。（思考：如果列上没有索引会发生什么？）
select * from T where number = 1 for update;
select * from T where number = 1 lock in share mode;
insert
update
delete
原理：将当前数据行与上一条数据和下一条数据之间的间隙锁定，保证此范围内读取的数据是一致的。
其他：MySQL InnoDB 引擎 RR 隔离级别是否解决了幻读
引用一个 github 上面的评论 地址：
Mysql 官方给出的幻读解释是：只要在一个事务中，第二次 select 多出了 row 就算幻读。
a 事务先 select，
b 事务 insert 确实会加一个 gap 锁，但是如果 b 事务 commit，这个 gap 锁就会释放（释放后 a 事务可以随意 dml 操作），a 事务再 select 出来的结果在 MVCC 下还和第一次 select 一样，接着 a 事务不加条件地 update，这个 update 会作用在所有行上（包括 b 事务新加的），a 事务再次 select 就会出现 b 事务中的新行，并且这个新行已经被 update 修改了，实测在 RR 级别下确实如此。
如果这样理解的话，Mysql 的 RR 级别确实防不住幻读
有道友回复 地址：
在快照读读情况下，mysql 通过 mvcc 来避免幻读。
在当前读读情况下，mysql 通过 next-key 来避免幻读。
select * from t where a=1; 属于快照读
select * from t where a=1 lock in share mode; 属于当前读
不能把快照读和当前读得到的结果不一样这种情况认为是幻读，这是两种不同的使用。
mysql 的 rr 级别是解决了幻读的。
先说结论，
MySQL 存储引擎 InnoDB 隔离级别 RR 解决了幻读问题。
如引用一问题所说，T1 select 之后 update，会将 T2 中 insert 的数据一起更新，那么认为多出来一行，所以防不住幻读。看着说法无懈可击，但是其实是错误的，InnoDB 中设置了 快照读 和 当前读 两种模式，如果只有快照读，那么自然没有幻读问题，但是如果将语句提升到当前读，那么 T1 在 select 的时候需要用如下语法： select * from t for update (lock in share mode) 进入当前读，那么自然没有 T2 可以插入数据这一回事儿了。
注意
next-key 固然很好的解决了幻读问题，但是还是遵循一般的定律，隔离级别越高，并发越低。
扩展补充：
MySQL InnoDB支持三种行锁定方式：
行锁（Record Lock）:锁直接加在索引记录上面，锁住的是key。
间隙锁（Gap Lock）:锁定索引记录间隙，确保索引记录的间隙不变。间隙锁是针对事务隔离级别为可重复读或以上级别而已的。
Next-Key Lock ：行锁和间隙锁组合起来就叫Next-Key Lock。
锁选择
如果更新条件没有走索引，例如执行”update from t1 set v2=0 where v2=5;” ，此时会进行全表扫描，扫表的时候，要阻止其他任何的更新操作，所以上升为表锁。
如果更新条件为索引字段，但是并非唯一索引（包括主键索引），例如执行“update from t1 set v2=0 where v1=9;” 那么此时更新会使用Next-Key Lock。使用Next-Key Lock的原因：
首先要保证在符合条件的记录上加上排他锁，会锁定当前非唯一索引和对应的主键索引的值；
还要保证锁定的区间不能插入新的数据。
如果更新条件为唯一索引，则使用Record Lock（记录锁）。
InnoDB根据唯一索引，找到相应记录，将主键索引值和唯一索引值加上记录锁。但不使用Gap Lock（间隙锁）
