這是一個非常深刻的問題，答案是：幾乎解決了，但在一個非常特殊且罕見的邊界場景下，理論上仍然可能出現幻讀。 因此，嚴格來說，它并非被“徹底”或“100%”地解決。

下面我們來詳細分解這個結論：

1. InnoDB 如何“幾乎”解決了幻讀？

正如之前討論的，InnoDB 通過兩種強大的武器來攻擊幻讀問題：

• 對于快照讀（Snapshot Read）：即普通的 SELECT 語句。通過 MVCC（多版本并發控制），事務看到的是一個在它開始時創建的、靜態的數據快照。無論其他事務如何插入、刪除或更新，這個快照都不會改變。因此，在同一個事務內，多次執行相同的 SELECT 查詢，結果集的行數絕對是一致的。這完全消除了快照讀下的幻讀。
• 對于當前讀（Current Read）：即加鎖的 SELECT ... FOR UPDATE / SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 以及 UPDATE、DELETE 語句。通過 間隙鎖（Gap Lock）和臨鍵鎖（Next-Key Lock），InnoDB 不僅鎖定了已有的記錄，還鎖住了記錄之間的“間隙”，防止其他事務在這個范圍內插入新的數據。這防止了其他事務的插入操作導致當前事務的當前讀出現幻讀。

基于這兩種機制，在99.9%的應用場景下，你可以認為InnoDB的可重復讀隔離級別已經解決了幻讀。這也是它成為MySQL默認隔離級別并能支撐絕大多數高并發業務的底氣所在。

2. 那個“不徹底”的邊界場景是什么？

理論上的漏洞出現在：一個事務先進行當前讀（從而受間隙鎖保護），然后在其內部進行快照讀。

讓我們看一個經典的例子：

表結構:

CREATE TABLE `accounts` (`id` int(11) PRIMARY KEY,`name` varchar(50),`balance` int(11)
);
INSERT INTO accounts VALUES (1, 'Alice', 100), (5, 'Bob', 200);
-- 注意：id 2, 3, 4 目前不存在，這些就是“間隙”。

事務A (T1)	事務B (T2)
START TRANSACTION;
SELECT * FROM accounts WHERE id > 1 FOR UPDATE; -- 這是一個當前讀。它會鎖定id>1的所有現有記錄（id=5）和所有間隙（防止插入id=2,3,4等）。 結果: (5, 'Bob', 200)
	START TRANSACTION; INSERT INTO accounts VALUES (3, 'Charlie', 300); -- 此操作會被事務A的間隙鎖阻塞，無法完成！
SELECT * FROM accounts WHERE id > 1; -- 這是一個快照讀。MVCC保證它看不到其他事務未提交的更改，所以結果和第一次一樣。 結果: (5, 'Bob', 200)
COMMIT; -- 提交并釋放鎖
	-- 事務A的鎖釋放后，事務B的INSERT操作立即成功執行。
	COMMIT;

到目前為止，一切正常，幻讀被成功防止。

---

現在，讓我們制造那個邊界場景：

事務A (T1)	事務B (T2)
START TRANSACTION;
SELECT * FROM accounts WHERE id > 1 FOR UPDATE; 結果: (5, 'Bob', 200)
	START TRANSACTION; INSERT INTO accounts VALUES (3, 'Charlie', 300); -- 同樣被阻塞
...	...
-- 關鍵一步：事務A自己執行一個插入操作，這個操作恰好也落在被它鎖住的間隙里。
INSERT INTO accounts VALUES (2, 'David', 400); -- 這個操作是允許的！一個事務總是可以修改自己被鎖住的數據。
-- 此時，由于事務A執行了DML操作（INSERT），InnoDB會隱式地推進它的快照時間點（在某些版本和場景下），以保證事務自身能看到自己剛做的修改。
SELECT * FROM accounts WHERE id > 1; -- 再次進行快照讀。此時快照可能已經被更新，它不僅能看到自己剛插入的id=2的記錄，也可能看到之前被它阻塞、但現已提交的事務B插入的id=3的記錄！
結果: (2, 'David', 400), (3, 'Charlie', 300), (5, 'Bob', 200)
COMMIT;

分析：
在同一個事務A內，兩次執行 SELECT ... WHERE id > 1：

• 第一次返回 1 行。
• 第二次返回 3 行。
• 行數發生了變化，這符合幻讀的定義。

結論

1. 是否徹底解決？ 否。從理論和技術完備性的角度，InnoDB的可重復讀隔離級別存在一個極其罕見的邊界場景（自身DML操作推進快照并看到其他已提交的插入），使得幻讀仍然可能發生。
2. 是否值得擔心？ 幾乎不需要。這個場景需要非常特殊的操作序列（先加鎖讀，然后自己或他人恰好操作同一個間隙，最后自己再讀），在絕大多數真實業務邏輯中幾乎不會有意或無意地這樣編寫代碼。
3. 實踐中的選擇？ 你可以放心地將InnoDB的可重復讀隔離級別視為解決了幻讀問題。如果您的應用處于那0.1%的極端場景且對一致性有極致要求，解決方案通常是：

• • 使用串行化（SERIALIZABLE）隔離級別：徹底解決，但性能代價最高。
  • 在需要絕對精確的地方顯式使用 SELECT ... FOR UPDATE：通過持續加鎖來保證當前讀的一致性。