20 | 幻讀是什么，幻讀有什么問題？

建表和初始化陳述句如下

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);

這個表除了主鍵 id 外，還有一個索引 c，初始化陳述句在表中插入了 6 行資料，

Q:下面的陳述句序列，是怎么加鎖的，加的鎖又是什么時候釋放的呢？

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

這個陳述句會命中 d=5 的這一行，對應的主鍵 id=5，因此在 select 陳述句執行完成后，id=5 這一行會加一個寫鎖，而且由于兩階段鎖協議，這個寫鎖會在執行 commit 陳述句的時候釋放，

Q:由于欄位 d 上沒有索引，因此這條查詢陳述句會做全表掃描，那么，其他被掃描到的，但是不滿足條件的 5 行記錄上，會不會被加鎖呢？

A:會

InnoDB 的默認事務隔離級別是可重復讀，所以接下來都是設定在可重復讀隔離級別下，

幻讀是什么？

如果只在 id=5 這一行加鎖，而其他行的不加鎖的話，會怎么樣，

假設只在 id=5 這一行加行鎖的場景如下圖：

session A 里執行了三次查詢，分別是 Q1、Q2 和 Q3，它們的 SQL 陳述句相同，都是 select * from t where d=5 for update，這個陳述句的意思你應該很清楚了，查所有 d=5 的行，而且使用的是當前讀，并且加上寫鎖，現在，我們來看一下這三條 SQL 陳述句，分別會回傳什么結果，

Q1 只回傳 id=5 這一行；
在 T2 時刻，session B 把 id=0 這一行的 d 值改成了 5，因此 T3 時刻 Q2 查出來的是 id=0 和 id=5 這兩行；
在 T4 時刻，session C 又插入一行（1,1,5），因此 T5 時刻 Q3 查出來的是 id=0、id=1 和 id=5 的這三行，

其中，Q3 讀到 id=1 這一行的現象，被稱為“幻讀”，

幻讀指的是一個事務在前后兩次查詢同一個范圍的時候，后一次查詢看到了前一次查詢沒有看到的行，

對“幻讀”做一個說明：

在可重復讀隔離級別下，普通的查詢是快照讀，是不會看到別的事務插入的資料的，因此，幻讀在“當前讀”下才會出現，
上面 session B 的修改結果，被 session A 之后的 select 陳述句用“當前讀”看到，不能稱為幻讀，幻讀僅專指“新插入的行”，

因為這三個查詢都是加了 for update，都是當前讀，而當前讀的規則，就是要能讀到所有已經提交的記錄的最新值，并且，session B 和 sessionC 的兩條陳述句，執行后就會提交，所以 Q2 和 Q3 就是應該看到這兩個事務的操作效果，而且也看到了，這跟事務的可見性規則并不矛盾，

幻讀有什么問題？

語意上

首先是語意上的，session A 在 T1 時刻就宣告了，“我要把所有 d=5 的行鎖住，不準別的事務進行讀寫操作”，而實際上，這個語意被破壞了，

為了體現語意被破壞，再往 session B 和 session C 里面分別加一條 SQL 陳述句

session B 的第二條陳述句 update t set c=5 where id=0，語意是“我把 id=0、d=5 這一行的 c 值，改成了 5”，

由于在 T1 時刻，session A 還只是給 id=5 這一行加了行鎖，并沒有給 id=0 這行加上鎖，因此，session B 在 T2 時刻，是可以執行這兩條 update 陳述句的，這樣，就破壞了 session A 里 Q1 陳述句要鎖住所有 d=5 的行的加鎖宣告，

session C 也是一樣的道理，對 id=1 這一行的修改，也是破壞了 Q1 的加鎖宣告，

資料和日志邏輯一致性

其次，是資料一致性的問題，

鎖的設計是為了保證資料的一致性，而這個一致性，不止是資料庫內部資料狀態在此刻的一致性，還包含了資料和日志在邏輯上的一致性，

給 session A 在 T1 時刻再加一個更新陳述句，即：update t set d=100 where d=5，

update 的加鎖語意和 select …for update 是一致的，所以這時候加上這條 update 陳述句也很合理，session A 宣告說“要給 d=5 的陳述句加上鎖”，就是為了要更新資料，新加的這條 update 陳述句就是把它認為加上了鎖的這一行的 d 值修改成了 100，

分析一下執行完成后，資料庫里會是什么結果，

經過 T1 時刻，id=5 這一行變成 (5,5,100)，當然這個結果最終是在 T6 時刻正式提交的 ;
經過 T2 時刻，id=0 這一行變成 (0,5,5);
經過 T4 時刻，表里面多了一行 (1,5,5);
其他行跟這個執行序列無關，保持不變，

資料也沒問題，來看看這時候 binlog 里面的內容，

T2 時刻，session B 事務提交，寫入了兩條陳述句；
T4 時刻，session C 事務提交，寫入了兩條陳述句；
T6 時刻，session A 事務提交，寫入了 update t set d=100 where d=5 這條陳述句，

放到一起的話，就是這樣的：

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*/

這個陳述句序列，不論是拿到備庫去執行，還是以后用 binlog 來克隆一個庫，這三行的結果，都變成了 (0,5,100)、(1,5,100) 和 (5,5,100)，

也就是說，id=0 和 id=1 這兩行，發生了資料不一致，

這是我們假設“select * from t where d=5 for update 這條陳述句只給 d=5 這一行，也就是 id=5 的這一行加鎖”導致的，

把掃描程序中碰到的行，也都加上寫鎖，再來看看執行效果，

由于 session A 把所有的行都加了寫鎖，所以 session B 在執行第一個 update 陳述句的時候就被鎖住了，需要等到 T6 時刻 session A 提交以后，session B 才能繼續執行，

這樣對于 id=0 這一行，在資料庫里的最終結果還是 (0,5,5)，在 binlog 里面，執行序列是這樣的：

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，按照日志順序執行，id=0 這一行的最終結果也是 (0,5,5)，所以，id=0 這一行的問題解決了，

但同時你也可以看到，id=1 這一行，在資料庫里面的結果是 (1,5,5)，而根據 binlog 的執行結果是 (1,5,100)，也就是說幻讀的問題還是沒有解決，這是由于在 T3 時刻，我們給所有行加鎖的時候，id=1 這一行還不存在，不存在也就加不上鎖，

也就是說，即使把所有的記錄都加上鎖，還是阻止不了新插入的記錄

如何解決幻讀？

間隙鎖

產生幻讀的原因是，行鎖只能鎖住行，但是新插入記錄這個動作，要更新的是記錄之間的“間隙”，因此，為了解決幻讀問題，InnoDB 只好引入新的鎖，也就是間隙鎖 (Gap Lock)，

間隙鎖，鎖的就是兩個值之間的空隙，比如開頭的表 t，初始化插入了 6 個記錄，這就產生了 7 個間隙，

下圖是表 t 主鍵索引上的行鎖和間隙鎖

這樣，當你執行 select * from t where d=5 for update 的時候，就不止是給資料庫中已有的 6 個記錄加上了行鎖，還同時加了 7 個間隙鎖，這樣就確保了無法再插入新的記錄，

也就是說這時候，在一行行掃描的程序中，不僅將給行加上了行鎖，還給行兩邊的空隙，也加上了間隙鎖，

行鎖，分成讀鎖和寫鎖，下圖是這兩種型別行鎖的沖突關系，

也就是說，跟行鎖有沖突關系的是“另外一個行鎖”，

但是間隙鎖不一樣，跟間隙鎖存在沖突關系的，是“往這個間隙中插入一個記錄”這個操作，間隙鎖之間都不存在沖突關系，

舉個例子：

這里 session B 并不會被堵住，因為表 t 里并沒有 c=7 這個記錄，因此 session A 加的是間隙鎖 (5,10)，而 session B 也是在這個間隙加的間隙鎖，它們有共同的目標，即：保護這個間隙，不允許插入值，但，它們之間是不沖突的，

next-key lock

間隙鎖和行鎖合稱 next-key lock，每個 next-key lock 是前開后閉區間，也就是說，表 t 初始化以后，如果用 select * from t for update 要把整個表所有記錄鎖起來，就形成了 7 個 next-key lock，分別是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +supremum]，

如果沒有特別說明，我們把間隙鎖記為開區間，把 next-key lock 記為前開后閉區間，

Q： supremum 從哪兒來的呢？

A：這是因為 +∞是開區間，實作上，InnoDB 給每個索引加了一個不存在的最大值 supremum，這樣才符合前面說的“都是前開后閉區間”，

一些“困擾”

間隙鎖和 next-key lock 的引入，幫我們解決了幻讀的問題，但同時也帶來了一些“困擾”，

需求：任意鎖住一行，如果這一行不存在的話就插入，如果存在這一行就更新它的資料，代碼如下：

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;

Q：不是 insert … on duplicate key update 就能解決嗎？

A：但在有多個唯一鍵的時候，這個方法是不能滿足需求（待填）

碰到的現象是，這個邏輯一旦有并發，就會碰到死鎖，

Q：這個邏輯每次操作前用 for update 鎖起來，已經是最嚴格的模式了，怎么還會有死鎖呢？

A: 間隙鎖導致的死鎖

用兩個 session 來模擬并發，并假設 N=9

按陳述句執行順序來分析一下：

session A 執行 select … for update 陳述句，由于 id=9 這一行并不存在，因此會加上間隙鎖 (5,10);
session B 執行 select … for update 陳述句，同樣會加上間隙鎖 (5,10)，間隙鎖之間不會沖突，因此這個陳述句可以執行成功；
session B 試圖插入一行 (9,9,9)，被 session A 的間隙鎖擋住了，只好進入等待；
session A 試圖插入一行 (9,9,9)，被 session B 的間隙鎖擋住了，

至此，兩個 session 進入互相等待狀態，形成死鎖，當然，InnoDB 的死鎖檢測馬上就發現了這對死鎖關系，讓 session A 的 insert 陳述句報錯回傳了，

間隙鎖的引入，可能會導致同樣的陳述句鎖住更大的范圍，影響了并發度

解決方法

如果把隔離級別設定為讀提交的話，就沒有間隙鎖了，但同時，你要解決可能出現的資料和日志不一致問題，需要把 binlog 格式設定為 row，

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