这是一个非常深刻的问题，答案是：几乎解决了，但在一个非常特殊且罕见的边界场景下，理论上仍然可能出现幻读。 因此，严格来说，它并非被“彻底”或“100%”地解决。
下面我们来详细分解这个结论：
1. InnoDB 如何“几乎”解决了幻读？
正如之前讨论的，InnoDB 通过两种强大的武器来攻击幻读问题：
- 对于快照读（Snapshot Read）：即普通的
SELECT语句。通过 MVCC（多版本并发控制），事务看到的是一个在它开始时创建的、静态的数据快照。无论其他事务如何插入、删除或更新，这个快照都不会改变。因此，在同一个事务内，多次执行相同的SELECT查询，结果集的行数绝对是一致的。这完全消除了快照读下的幻读。 - 对于当前读（Current Read）：即加锁的
SELECT ... FOR UPDATE/SELECT ... LOCK IN SHARE MODE以及UPDATE、DELETE语句。通过 间隙锁（Gap Lock）和临键锁（Next-Key Lock），InnoDB 不仅锁定了已有的记录，还锁住了记录之间的“间隙”，防止其他事务在这个范围内插入新的数据。这防止了其他事务的插入操作导致当前事务的当前读出现幻读。
基于这两种机制，在99.9%的应用场景下，你可以认为InnoDB的可重复读隔离级别已经解决了幻读。这也是它成为MySQL默认隔离级别并能支撑绝大多数高并发业务的底气所在。
2. 那个“不彻底”的边界场景是什么？
理论上的漏洞出现在：一个事务先进行当前读（从而受间隙锁保护），然后在其内部进行快照读。
让我们看一个经典的例子：
表结构:
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，这些就是“间隙”。事务A (T1) | 事务B (T2) |
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-- 事务A的锁释放后，事务B的 | |
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到目前为止，一切正常，幻读被成功防止。
现在，让我们制造那个边界场景：
事务A (T1) | 事务B (T2) |
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... | ... |
-- 关键一步：事务A自己执行一个插入操作，这个操作恰好也落在被它锁住的间隙里。 | |
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-- 此时，由于事务A执行了DML操作（INSERT），InnoDB会隐式地推进它的快照时间点（在某些版本和场景下），以保证事务自身能看到自己刚做的修改。 | |
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结果: (2, 'David', 400), (3, 'Charlie', 300), (5, 'Bob', 200) | |
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分析：
在同一个事务A内，两次执行 SELECT ... WHERE id > 1：
- 第一次返回 1 行。
- 第二次返回 3 行。
- 行数发生了变化，这符合幻读的定义。
结论
- 是否彻底解决？ 否。从理论和技术完备性的角度，InnoDB的可重复读隔离级别存在一个极其罕见的边界场景（自身DML操作推进快照并看到其他已提交的插入），使得幻读仍然可能发生。
- 是否值得担心？ 几乎不需要。这个场景需要非常特殊的操作序列（先加锁读，然后自己或他人恰好操作同一个间隙，最后自己再读），在绝大多数真实业务逻辑中几乎不会有意或无意地这样编写代码。
- 实践中的选择？ 你可以放心地将InnoDB的可重复读隔离级别视为解决了幻读问题。如果您的应用处于那0.1%的极端场景且对一致性有极致要求，解决方案通常是：
- 使用串行化（SERIALIZABLE）隔离级别：彻底解决，但性能代价最高。
- 在需要绝对精确的地方显式使用
SELECT ... FOR UPDATE：通过持续加锁来保证当前读的一致性。
