MySQL实战45讲 20

20 | 幻读是什么，幻读有什么问题？

建表和初始化语句如下

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

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。
Q:下面的语句序列，是怎么加锁的，加的锁又是什么时候释放的呢？

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

复制代码

A:
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，这个写锁会在执行 commit 语句的时候释放。
Q: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，但是不满足条件的 5 行记录上，会不会被加锁呢？
A:会
InnoDB 的默认事务隔离级别是可重复读，所以接下来都是设定在可重复读隔离级别下。
幻读是什么？

如果只在 id=5 这一行加锁，而其他行的不加锁的话，会怎么样。
假设只在 id=5 这一行加行锁的场景如下图：

session A 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。这个语句的意思你应该很清楚了，查所有 d=5 的行，而且使用的是当前读，并且加上写锁。现在，我们来看一下这三条 SQL 语句，分别会返回什么结果。

• Q1 只返回 id=5 这一行；
  
• 在 T2 时刻，session B 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；
  
• 在 T4 时刻，session C 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 的这三行。
  

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：

• 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”下才会出现。
  
• 上面 session B 的修改结果，被 session A 之后的 select 语句用“当前读”看到，不能称为幻读。幻读仅专指“新插入的行”。
  

因为这三个查询都是加了 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，session B 和 sessionC 的两条语句，执行后就会提交，所以 Q2 和 Q3 就是应该看到这两个事务的操作效果，而且也看到了，这跟事务的可见性规则并不矛盾。
幻读有什么问题？

语义上

首先是语义上的。session A 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。
为了体现语义被破坏，再往 session B 和 session C 里面分别加一条 SQL 语句

session B 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，改成了 5”。
由于在 T1 时刻，session A 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，session B 在 T2 时刻，是可以执行这两条 update 语句的。这样，就破坏了 session A 里 Q1 语句要锁住所有 d=5 的行的加锁声明。
session C 也是一样的道理，对 id=1 这一行的修改，也是破坏了 Q1 的加锁声明。
数据和日志逻辑一致性

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。而这个一致性，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。
给 session A 在 T1 时刻再加一个更新语句，即：update t set d=100 where d=5。

update 的加锁语义和 select …for update 是一致的，所以这时候加上这条 update 语句也很合理。session A 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一行的 d 值修改成了 100。
分析一下执行完成后，数据库里会是什么结果。

• 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 ;
  
• 经过 T2 时刻，id=0 这一行变成 (0,5,5);
  
• 经过 T4 时刻，表里面多了一行 (1,5,5);
  
• 其他行跟这个执行序列无关，保持不变。
  

数据也没问题，来看看这时候 binlog 里面的内容。

• 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。
  

放到一起的话，就是这样的：

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

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。
这是我们假设“select * from t where d=5 for update 这条语句只给 d=5 这一行，也就是 id=5 的这一行加锁”导致的。
把扫描过程中碰到的行，也都加上写锁，再来看看执行效果。

由于 session A 把所有的行都加了写锁，所以 session B 在执行第一个 update 语句的时候就被锁住了。需要等到 T6 时刻 session A 提交以后，session B 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 (0,5,5)。在 binlog 里面，执行序列是这样的：

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，按照日志顺序执行，id=0 这一行的最终结果也是 (0,5,5)。所以，id=0 这一行的问题解决了。
但同时你也可以看到，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。这是由于在 T3 时刻，我们给所有行加锁的时候，id=1 这一行还不存在，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
如何解决幻读？

间隙锁

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)。
间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。比如开头的表 t，初始化插入了 6 个记录，这就产生了 7 个间隙。
下图是表 t 主键索引上的行锁和间隙锁

这样，当你执行 select * from t where d=5 for update 的时候，就不止是给数据库中已有的 6 个记录加上了行锁，还同时加了 7 个间隙锁。这样就确保了无法再插入新的记录。
也就是说这时候，在一行行扫描的过程中，不仅将给行加上了行锁，还给行两边的空隙，也加上了间隙锁。
行锁，分成读锁和写锁。下图是这两种类型行锁的冲突关系。

也就是说，跟行锁有冲突关系的是“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。间隙锁之间都不存在冲突关系。
举个例子：

这里 session B 并不会被堵住。因为表 t 里并没有 c=7 这个记录，因此 session A 加的是间隙锁 (5,10)。而 session B 也是在这个间隙加的间隙锁。它们有共同的目标，即：保护这个间隙，不允许插入值。但，它们之间是不冲突的。
next-key lock

间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个 next-key lock 是前开后闭区间。也就是说，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]。

如果没有特别说明，我们把间隙锁记为开区间，把 next-key lock 记为前开后闭区间。

Q： supremum 从哪儿来的呢？
A：这是因为 +∞是开区间。实现上，InnoDB 给每个索引加了一个不存在的最大值 supremum，这样才符合前面说的“都是前开后闭区间”。
一些“困扰”

间隙锁和 next-key lock 的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”。
需求：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，代码如下：

1. begin;
2. select * from t where id=N for update;
4. /* 如果行不存在 */
5. insert into t values(N,N,N);
6. /* 如果行存在 */
7. update t set d=N set id=N;
9. commit;

复制代码

Q：不是 insert … on duplicate key update 就能解决吗？
A：但在有多个唯一键的时候，这个方法是不能满足需求（待填）
碰到的现象是，这个逻辑一旦有并发，就会碰到死锁。
Q：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，怎么还会有死锁呢？
A: 间隙锁导致的死锁
用两个 session 来模拟并发，并假设 N=9

按语句执行顺序来分析一下：

• session A 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);
  
• session B 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；
  
• session B 试图插入一行 (9,9,9)，被 session A 的间隙锁挡住了，只好进入等待；
  
• session A 试图插入一行 (9,9,9)，被 session B 的间隙锁挡住了。
  

至此，两个 session 进入互相等待状态，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 session A 的 insert 语句报错返回了。
间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，影响了并发度
解决方法

如果把隔离级别设置为读提交的话，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。

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！