MySQL实战解析底层---幻读是什么，幻读有什么问题？

前言

幻读是什么？

幻读有什么问题？

如何解决幻读？

前言
为了便于说明问题，这一篇文章，就先使用一个小一点儿的表
建表和初始化语句如下：
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
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？
比较好理解的是，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
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？
InnoDB的默认事务隔离级别是可重复读，所以本文接下来没有特殊说明的部分，都是设定在可重复读隔离级别下
幻读是什么？
现在就来分析一下，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
下面先来看一下这个场景（注意：这是假设的一个场景）：
可以看到，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 *fromt where d=5 for update
这个语句的意思应该很清楚了，查所有d=5的行，而且使用的是当前读，并且加上写锁
现在来看一下这三条SQL语句，分别会返回什么结果
- 1-Q1只返回id=5这一行
- 2-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
- 3-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”
也就是说，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
这里需要对“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”下才会出现
- 2-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”
如果只从事务可见性规则来分析的话，上面这三条SQL语句的返回结果都没有问题
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session C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
但是，这是不是真的没问题呢？
不，这里还真就有问题
幻读有什么问题？
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
如果现在这样看感觉还不明显的话，再往session B和session C里面分别加一条SQL语句，再看看会出现什么现象
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
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
为了说明这个问题，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
现在来分析一下上图执行完成后，数据库里会是什么结果：
- 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，但是再来看看这时候binlog里面的内容：
- 1-T2时刻，session B事务提交，写入了两条语句
- 2-T4时刻，session C事务提交，写入了两条语句
- 3-T6时刻，session A事务提交，写入了update t set d=100 where d=5 这条语句
统一放到一起的话，就是这样的：
这样应该看出问题了
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
这个问题很严重，是不行的
到这里再回顾一下，这个数据不一致到底是怎么引入的？
分析一下可以知道，这是假设“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
所以可以认为，上面的设定不合理，要改
那怎么改呢？
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：
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
为什么已经这么“凶残”地，把所有的记录都上了锁，还是阻止不了id=1这一行的插入和更新呢？
原因很简单
在T3时刻，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，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？
现在知道了，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(GapLock)
顾名思义，间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙
比如文章开头的表t，初始化插入了6个记录，这就产生了7个间隙
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
现在知道了，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前碰到过的锁都不太一样
比如行锁，分成读锁和写锁
下图就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
这句话不太好理解，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
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-keylock
分别是(-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +supremum]
这篇文章中，如果没有特别说明，把间隙锁记为开区间，把next-key lock记为前开后闭区间
那这个supremum从哪儿来的呢？
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”
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”
对应到这个例子的表来说，业务逻辑这样的：
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：
那这个不是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需求的
现在就只讨论这个逻辑
这个逻辑一旦有并发，就会碰到死锁
你一定也觉得奇怪，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？
这里用两个session来模拟并发，并假设N=9
可以看到，其实都不需要用到后面的update语句，就已经形成死锁了
按语句执行顺序来分析一下：
1-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)
2-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
3-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
4-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
现在知道了，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
那为了解决幻读的问题，引入了这么一大串内容，有没有更简单一点的处理方法呢
在文章一开始就说过，如果没有特别说明，这里分析的问题都是在可重复读隔离级别下的，间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效的
所以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
这个配置到底合不合理
关于这个问题本身的答案是，如果读提交隔离级别够用，也就是说，业务不需要可重复读的保证，这样考虑到读提交下操作数据的锁范围更小(没有间隙锁)，这个选择是合理的
但其实配置是否合理，跟业务场景有关，需要具体问题具体分析