MySQL实践篇-幻读是什么，幻读有什么问题

幻读是什么，幻读有什么问题？

🌰：

CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

这个表除了主键id外，还有一个索引c，初始化语句在表中插入了6行数据。

问题：下列语句序列，是怎么加锁的，加的锁又是什么时候释放的呢？

begin;
select * from t where d=5 for update;
commit;

这个语句会命中d=5的这一行，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，而且由于两阶段锁协议，这个写锁会执行commit语句的时候释放。

由于字段d上没有索引，因此这条查询语句会做全表扫描，那么，其他被扫描到的，但是不满足条的5行记录上，会不会被加锁呢？

InnoDB的默认事务隔离级别是可重复读，所以我们都是在可重读读隔离级别下讨论问题。

幻读是什么？

如果只在id=5这一行加锁，而其他行不加锁的话；

假设是以下场景：

可以看到sessionA里执行了三次查询，分别是Q1、Q2和Q3。它们的SQL语句相同，都是select * from t where d=5 for update。这个语句的意思就是，查所有d=5的行，而且使用的是当前读，并且加上了写锁。

1. Q1只返回id=5这一行；
2. 在T2时刻，sessionB 把id=0这一行的d值改成了5，因此T3时刻Q2查出来的是id=0和id=5这两行。
3. 在T4时刻，sessionC又插入一行(1,1,5)，因此T5时刻Q3查出来的是id=0、id=1和id=5这两行。

其中Q3读到id=1这一行的现象，被称为幻读。也就是说，幻读值的是一个事务在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。

对“幻读”做一个说明：

1. 在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的，因此，幻读在“当前读“才会出现。
2. 上面sessionB的修改结果，被sessionA之后的select语句当作”当前读“看到，不能称为幻读。幻读仅专指”新插入的行“

因为这个三个查询都是加入了for update，都是当前读。而当前读的规则，就是要能读到所有已经提交的记录的最新值。并且 sessionB和sessionC的两条语句，执行后就会提交，所以Q2和Q3就是应该看到和这个两个事务的操作效果，而且也看到了，这个跟事务的可见性规则并不矛盾。

幻读有什么问题？

首先语义上：sessionA在T1时刻就声明了，“我要把所有d=5的行锁住,不准别的事务进行读写操作”。而实际上，这个语义被破坏了。

sessionB的第二条语句update t set c=5 where id=0，语义是“我把id=0、d=5这一行的c值，改成5”。

由于在T1时刻，sessionA还只是给id=5这一行加了行锁，并没有给id=0这行加上锁。因此，sessionB在T2时刻，是可以执行这两条update语句的。这样，就破坏了sessionA里Q1语句要锁住所有d=5的行的加锁声明。

sessionC也是一样的道理，对id=1这行的修改，也是破坏了Q1的加锁声明。

数据一致性问题。我们知道，锁的设计是为了保证数据的一致性。而这个一致性，不只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。

为了说明这个问题，我给session A在T1时刻再加上一个更新语句，即：update t set d=100 where d=5。

update的加锁语义和select…for update是一致的，所以这个时候加上这条update语句也很合理。sessionA声明说“要给d=5的语句加上锁”，就是为了要更新数据，新加的这条update语句就是把它认为加上了锁的这行的d值修改成了100。

1. 经过T1时刻，id=5这一行变成(5,5,100)，当然这个结果最终是在T6时刻正式提交的；
2. 经过T2时刻，id=0这一行变成(0,5,5);
3. 经过T4时刻，表里面多了一行(1,5,5);
4. 其他行跟这个执行序列无关，保持不变。

这样看，这些数据也没啥问题，但是我们再来看看这个时候binlog里面的内容。

1. T2时刻，sessionB事务提交，写入两条语句；
2. T4时刻，sessionC事务提交，写入两条语句；
3. T6时刻，sessionA事务提交，写入了update t set d=100 where d=5这条语句。

update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/

insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/

update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/

这个语句序列，不论是拿到备库去执行，还是以后用binlog来克隆一个库，这三行的结果，都变成了(0,5,100)、(1,5,100)和(5,5,100)。

也就是说，id=0和id=1这两行，发生了数据不一致。

我们来分析一下，数据不一致到底是怎么引入的，假设“select * from where d=5 for update 这条语句只给d=5这一行，也就是id=5这一行加锁”导致的。

所以上面的假设都不合理，改成扫描过程中碰到的行，也都加上写锁。再看看执行效果。

由于sessionA把所有的行都加了写锁，所以sessionB在执行一个update语句的时候就被锁住了。需要等到T6时刻sessionA提交以后，sessionB才能继续执行。

这样对于id=0这一行，在数据库里的最终结果还是(0,0,5)。在binlog里面，执行序列是这样的。

insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/

update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/

update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/

可以看到，按照日志的顺序执行行，id=0这一行的最终结果也是(0,0,5)所以，id=0这一行的问题解决了。

但同时，id=1这一行，在数据库里面的结果是(1,5,5),而根据binlog的执行结果是(1,5,100),也就是说幻读的问题还是没有解决。

也就说，即使把所有的记录都加上锁，还是阻止不了新插入的记录，这也是为什么“幻读”会被单独拿出来解决的原因。

如何解决幻读？

产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB只好引入新的锁，也就是间隙锁(Gap Lock)。

顾名思义，间隙锁，锁的就两个值之间的空隙。比如文章开头的表t，初始化插入6个记录，这就产生了7个间隙。

这样当你select * from t where d=5 for update的时候，就不止是给数据库中已有的6个记录加上行锁。还同时加了7个间隙锁。这样就确保无法再插入新的记录。

也就说这时候，在一行行扫描的过程中，不仅仅将给行上加了行锁，还给行两边的空隙，也加上了间隙锁。

数据行是可以加上锁的实体，数据行之间的间隙，也是可以加上锁的实体。但是间隙锁跟我们之间碰到过的锁都不太一样。

比如行锁，分成读锁和写锁。

也就说，跟行锁冲突关系的是“另外一个行锁”

但是间隙锁不一样，跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作。间隙锁之间不存在冲突关系。

这里sessionB并不会被堵住。因为表t里并没有c=7这个记录，因此sessionA加的是间隙锁(5,10)。而sessionB也是在这个间隙加的间隙锁。它们有共同的目标，即：保护和这个间隙，不允许插入值。但是它们之间不冲突。

间隙锁和行锁合称next-key lock，每个next-key lock是前开后闭区间。也就说，我们表t初始化以后，如果用select * from t for update要把整个表所有记录锁起来，就形成了7个next-key lock，分别是(-∞，0]、(0，5]、(5，10]、(10，15]、(15，20]、(20，25]、(25，supremum]。

间隙锁和next-key lock的引入，帮助我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”。

业务逻辑：任意锁住一行，如果这一行不存在的话就插入，如果存在这一行就更新它的数据。

begin;
select * from t where id=N for update;

/*如果行不存在*/
insert into t values(N,N,N);
/*如果行存在*/
update t set d=N set id=N;

commit;

可能你会说，这个不是insert…on duplicate key update就能解决吗？但其实在有多个唯一键的时候，这个方法是不能满足这个需求的。

这个逻辑一旦有并发，就会碰到死锁。这个逻辑每次操作前用for update锁起来，已经是最严格的模式了，怎么会有死锁呢？

其实都不需要用到的update语句，就已经形成死锁了。我们按照语句执行顺序来分析一下：

1. sessionA执行select…for update语句，由于id=9这一行并不存在，因此会加上间隙锁(5,10)
2. sessionB执行select…for update语句，同样会加上间隙锁(5,10),间隙锁之间不会冲突，因此这个语句可以执行成功；
3. sessionB试图插入一行(9,9,9),被sessionA的间隙锁挡住了，只好进入等待；
4. sessionA试图插入一行(9,9,9),被sessionB的间隙锁挡住了。

至此，两个sessiion进入相互等待状态，形成死锁。当然，InnoDB的死锁检测马上就发现了这对死锁关系，让sessionA的insert报错返回了。

间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的

间隙锁是在可重读隔离级别下才会生效的。所以，如果把隔离级别设置成读提交的话，就没有间隙锁了，但同时，你要解决可能出现的数据和日志不一致问题，需要把binlog格式设置为row。