MySQL 20 幻读是什么，幻读有什么问题？

首先给出要用到的数据：

1. CREATE TABLE `t` (
2.   `id` int(11) NOT NULL,
3.   `c` int(11) DEFAULT NULL,
4.   `d` int(11) DEFAULT NULL,
5.   PRIMARY KEY (`id`),
6.   KEY `c` (`c`)
7. ) ENGINE=InnoDB;
9. insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
10. (10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

复制代码

那么下面的语句，是怎么加锁的，加的锁又是什么时候释放的？

1. begin;
2. select * from t where d=5 for update;
3. commit;

复制代码

该语句会命中d=5的行，对应的主键id=5，因此在select语句执行完成后，id=5这一行会加一个写锁，且由于两阶段锁协议，该写锁会在执行commit语句时候释放。
由于字段d上没有索引，该语句会做全表扫描，那么其他被扫描到但不符合条件的记录是否会被加锁呢？
本文接下来没有特殊说明的，都是设定在可重复读隔离级别。
幻读是什么？

先看如果只在id=5的行加锁会怎么样。
假设有这样一个场景：

分析session A里的三次执行：

• Q1只返回id=5的行；
  
• 在T2时刻，session B把id=0的d值改成了5，因此T3时刻Q2能返回两行；
  
• 在T4时刻，session C插入一行，因此Q3时刻查出来3行。
  

其中，Q3读到id=1这一行的现象，被称为幻读。幻读指的是一个事务前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。
这里对幻读做说明：

• 在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，不会看到别的事务插入的数据，因此幻读只有在当前读的情况下才会出现；
  
• session B的修改结果，被session A后的select语句用当前读看到，不能称为幻读，幻读专指新插入的行。
  

这三个查询都是加了for update，因此都是当前读，要读到所有已经提交的记录的最新值。
从事务可见性规则分析的话，这三条SQL语句的返回结果都没有问题。但是由于造成了幻读，是有其他问题的。
幻读有什么问题？

首先是语义上的问题。session A在T1时刻的语句实际上想要声明，要把所有d=5的行锁住，不允许别的事务进行读写操作。
如果现在看感觉不明显，看看如下情况：

在session B中，先将id=0的行也设置了d=5，之后设置c=5。由于在T1时刻，session A只是给id=5的行加了行锁，并没有给id=0的行加锁，因此session B是可以执行这两条update语句的，这就破坏了session A在T1时刻的加锁声明。
session C也是一样，对id=1的行的修改也破坏了加锁声明。
其次是数据一致性的问题。锁的设计是为了保证数据的一致性，这不止是数据库内部数据状态在此刻的一致性，还包含了数据和日志在逻辑上的一致性。
比如如下的情况：

分析数据库里的变化：

• 经过T1时刻，id=5这一行变为(5,5,100)，这个结果在T6正式提交；
  
• 经过T2时刻，id=0这一行变为(0,5,5)；
  
• 经过T4时刻，表里多了一行(1,5,5)；
  
• 其他行与这个执行序列无关，保持不变。
  

而binlog里的变化：

• T2时刻，session B事务提交，写入了两条语句；
  
• T4时刻，session C事务提交，写入了两条语句；
  
• T6时刻，session A事务提交，写入了update t set d=100 where d=5这条语句。
  

统一一下，就是：

1. update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
2. update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/
4. insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
5. update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/
7. update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/

复制代码

可以看出，这个语句序列，不论是拿到备库执行，还是以后用binlog来克隆，这三行的结果都变成了(0,5,100)、(1,5,100)和(5,5,100)。
即id=0,id=1两行发生了数据不一致。这是假设select * from t where d=5 for update只给id=5的行加锁导致的。
所以我们认为上面的设定不合理，假设改为“扫描过程中碰到的行都加上写锁”：

由于session A把所有的行都加了写锁，所以session B在执行第一个语句时就被锁住，需要等到T6时刻session A提交后，session B才能继续执行。这样binlog里执行序列为：

1. insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
2. update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/
4. update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/
6. update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
7. update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/

复制代码

可以看到，id=0的行最终结果为(0,5,5)，解决了不一致，但id=1这一行还是不一致。这是因为在T3时刻，给所有行加锁的时候，id=1这一行还不存在，也就加不上锁。
也就是说，即使把所有的记录都加上锁，还是阻止不了新插入的记录。
到这里，实际上已经说明了幻读的定义以及幻读有什么问题。接下来，看看InnoDB怎么解决幻读。
如何解决幻读？

从上面可以看出，产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录，要更新的是记录之间的“间隙”。因此为了解决幻读，InnoDB引入了间隙锁。
在本文的场景中，初始化插入了6个记录，会产生7个间隙：

当执行select * from t where d=5 for update，就不止是给数据库中已有的6个记录加上了行锁，还同时加了7个间隙锁，这样就确保无法再插入新记录。
间隙锁不像行锁那样，行锁之间会有冲突，间隙锁之间不存在冲突关系，跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”的操作。
比如：

由于表里没有c=7的记录，因此session A和session B都是想要加间隙锁(5,10)，都是想保护这个间隙，因此它们之间不冲突，session B不会被堵住。
间隙锁和行锁合称临键锁（next-key lock），临键锁是前开后闭的区间。在本文的例子，如果用select * from t for update把整个表所有记录锁起来，会形成7个临键锁，分别是\((-\infty,0],(0,5],(5,10],(10,15],(15,20],(20,25],(25,+\text{supremun}]\)。
由于\(+\infty\)是开区间，为了做到前开后闭，InnoDB给每个索引加了一个不存在的最大值supremum。
间隙锁和临键锁的引入，能帮助解决幻读的问题，但同时会带来另外的问题。比如下面的场景：

分析该场景：

• session A执行select … for update，由于id=9行不存在，会加上间隙锁(5,10)；
  
• session B执行select … for update同样会加上间隙锁(5,10)；
  
• session B想要插入(9,9,9)，被session A的间隙锁挡住，进入等待；
  
• session A想要插入(9,9,9)，被session B的间隙锁挡住。
  

至此形成了死锁。因此间隙锁的引入，可能导致同样的语句锁住更大的范围，会影响并发度。
为了减少死锁，很多公司实际使用读已提交的隔离级别，同时将binlog格式设置成row，以解决可能出现的数据和日志不一致问题。

来源：程序园用户自行投稿发布，如果侵权，请联系站长删除
免责声明：如果侵犯了您的权益，请联系站长，我们会及时删除侵权内容，谢谢合作！