MySQL通过MVCC(解决读写并发问题)和间隙锁(解决写写并发问题)来解决幻读

MySQL InnoDB事务的隔离级别有四级，默认是“可重复读”(REPEATABLE READ)。

未提交读(READ UNCOMMITTED)。另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据(脏读)。

提交读(READ COMMITTED)。本事务读取到的是最新的数据(其他事务提交后的)。问题是，在同一个事务里，前后两次相同的SELECT会读到不同的结果(不重复读)。

可重复读(REPEATABLE READ)。在同一个事务里，SELECT的结果是事务开始时时间点的状态，因此，同样的SELECT操作读到的结果会是一致的。但是，会有幻读现象(稍后解释)。

串行化(SERIALIZABLE)。读操作会隐式获取共享锁，可以保证不同事务间的互斥。

四个级别逐渐增强，每个级别解决一个问题。

脏读，最容易理解。另一个事务修改了数据，但尚未提交，而本事务中的SELECT会读到这些未被提交的数据。

不重复读。解决了脏读后，会遇到，同一个事务执行过程中，另外一个事务提交了新数据，因此本事务先后两次读到的数据结果会不一致。

幻读。解决了不重复读，保证了同一个事务里，查询的结果都是事务开始时的状态(一致性)。但是，如果另一个事务同时提交了新数据，本事务再更新时，就会“惊奇的”发现了这些新数据，貌似之前读到的数据是“鬼影”一样的幻觉。

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一些文章写到InnoDB的可重复读避免了“幻读”(phantom read)，这个说法并不准确。

做个试验：(以下所有试验要注意存储引擎和隔离级别)

mysql> show create table t_bitfly\G;

CREATE TABLE `t_bitfly` (

`id` bigint(20) NOT NULL default '0',

`value` varchar(32) default NULL,

PRIMARY KEY (`id`)

) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk

mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;

+-----------------------+-----------------+

| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation  |

+-----------------------+-----------------+

| REPEATABLE-READ       | REPEATABLE-READ |

+-----------------------+-----------------+

试验一：

t Session A                   Session B

|

| START TRANSACTION;          START TRANSACTION;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| empty set

|                             INSERT INTO t_bitfly

|                             VALUES (1, 'a');

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| empty set

|                             COMMIT;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| empty set

|

| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');

| ERROR 1062 (23000):

| Duplicate entry '1' for key 1

v (shit, 刚刚明明告诉我没有这条记录的)

没有出现幻读，因为是快照读，MVCC解决了快照读的幻读问题

试验二：

t Session A                  Session B

|

| START TRANSACTION;         START TRANSACTION;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

|                            INSERT INTO t_bitfly

|                            VALUES (2, 'b');

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

|                            COMMIT;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

|

| UPDATE t_bitfly SET value='z';

| Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 0

| (怎么多出来一行)

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | z     |

| |    2 | z     |

| +------+-------+

|

v

本事务中第一次读取出一行，做了一次更新后，另一个事务里提交的数据就出现了。也可以看做是一种幻读。

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那么，InnoDB指出的可以避免幻读是怎么回事呢？

By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlog system variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoiding the Phantom Problem Using Next-Key Locking”).

默认情况下，InnoDB在REPEATABLE READ事务隔离级别运行，并禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog系统变量。 在这种情况下，InnoDB使用下一键锁进行搜索和索引扫描，从而防止幻像行

理解是，当隔离级别是可重复读，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情况下，在搜索和扫描index的时候使用的next-key locks可以避免幻读。

关键点在于，是InnoDB默认对一个普通的查询也会加next-key locks，还是说需要应用自己来加锁呢？如果单看这一句，可能会以为InnoDB对普通的查询也加了锁，如果是，那和序列化(SERIALIZABLE)的区别又在哪里呢？

MySQL manual里还有一段：

To prevent phantoms, InnoDB uses an algorithm called next-key locking that combines index-row locking with gap locking.

You can use next-key locking to implement a uniqueness check in your application: If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row you are going to insert, then you can safely insert your row and know that the next-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyone meanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key locking enables you to “lock” the nonexistence of something in your table.

我的理解是说，InnoDB提供了next-key locks，但需要应用程序自己去加锁。(next-key locks就是Record lock记录锁(行锁)和gap lock间隙锁的结合,即除了锁住记录本身,还要再锁住索引之间的间隙)manual里提供一个例子：

SELECT * FROM child WHERE id > 100 FOR UPDATE;

这样，InnoDB会给id大于100的行(假如child表里有一行id为102)，以及100-102，102+的gap都加上锁。

可以使用show innodb status来查看是否给表加上了锁。

再看一个实验，要注意，表t_bitfly里的id为主键字段。实验三：

t Session A                 Session B

|

| START TRANSACTION;        START TRANSACTION;

|

| SELECT * FROM t_bitfly

| WHERE id<=1

| FOR UPDATE;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

|                           INSERT INTO t_bitfly

|                           VALUES (2, 'b');

|                           Query OK, 1 row affected

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

|                           INSERT INTO t_bitfly

|                           VALUES (0, '0');

|                           (waiting for lock ...

|                           then timeout)

|                           ERROR 1205 (HY000):

|                           Lock wait timeout exceeded;

|                           try restarting transaction

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

|                           COMMIT;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +------+-------+

| | id   | value |

| +------+-------+

| |    1 | a     |

| +------+-------+

v

使用for update，是当前读，用id<=1加的锁，只锁住了id<=1的范围，可以成功添加id为2的记录，添加id为0的记录时就会等待锁的释放。

MySQL manual里对可重复读里的锁的详细解释：

For locking reads (SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements, locking depends on whether the statement uses a unique index with a unique search condition, or a range-type search condition. For a unique index with a unique search condition, InnoDB locks only the index record found, not the gap before it. For other search conditions, InnoDB locks the index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record) locks to block insertions by other sessions into the gaps covered by the range.

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一致性读和提交读(可重复读和读已提交)，先看实验，实验四：

t Session A                      Session B

|

| START TRANSACTION;             START TRANSACTION;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +----+-------+

| | id | value |

| +----+-------+

| |  1 | a     |

| +----+-------+

|                                INSERT INTO t_bitfly

|                                VALUES (2, 'b');

|                                COMMIT;

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +----+-------+

| | id | value |

| +----+-------+

| |  1 | a     |

| +----+-------+

|

| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;

| +----+-------+

| | id | value |

| +----+-------+

| |  1 | a     |

| |  2 | b     |

| +----+-------+

|

| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;

| +----+-------+

| | id | value |

| +----+-------+

| |  1 | a     |

| |  2 | b     |

| +----+-------+

|

| SELECT * FROM t_bitfly;

| +----+-------+

| | id | value |

| +----+-------+

| |  1 | a     |

| +----+-------+

v

如果使用普通的读，会得到一致性的结果，如果使用了加锁的读，就会读到“最新的”“提交”读的结果。

(我的感觉是，使用for update当前读，读取最新数据并且加了锁，事务2再insert会锁住，这样间隙锁就解决了幻读。但是先快照读，事务2再insert，再for update当前读会读到最新数据，出现了幻读)

本身，可重复读和提交读是矛盾的。在同一个事务里，如果保证了可重复读，就会看不到其他事务的提交，违背了提交读；如果保证了提交读，就会导致前后两次读到的结果不一致，违背了可重复读。

可以这么讲，InnoDB提供了这样的机制，在默认的可重复读的隔离级别里，可以使用加锁读去查询最新的数据。

If you want to see the “freshest” state of the database, you should use either the READ COMMITTED isolation level or a locking read:

SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;

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结论：MySQL InnoDB的可重复读并不保证避免幻读，需要应用使用加锁读来保证。而这个加锁度使用到的机制就是next-key locks。

评论：

博主你好，最近碰到问题，也专门看了下这块的知识。感觉理解跟你还是有一些偏差的，所谓幻读，是读取的其他事务提交的幻行，导致数据出错。而上述例子确实避免了这种幻行的读取。

·1、第一个例子，事务b提交以后，事务a没有读取到(没有出现幻读)，至于插入失败，是因为主键不唯一，这个就算是可见也一定不会成功的。

·2、第二个例子，查询并没有幻读，但是update之后出现了多余的数据，是因为update的时候，是会更新next-key的版本号的，如果update加入条件，只更新查询出来的id为1的数据，后续查询，还是查不到另外一条的(没有幻读，update更新了版本号，所以查询出来的数据是合法的)

后面的例子是你加锁的例子，没有问题。但是这样会大大的消耗了性能，其实你做的是SERIALIZABLE做的事情。

还有一点，你可能对next-key locks的理解有些偏差，所谓next-key locks并不是真的加锁，只是通过版本号，做了数据隔离，而版本号(当前版本，删除版本两个)是mysql的innodb自己维护的隐藏列。这种隔离是对查询的隔离，更新删除还有插入，都有自己的版本号维护，来保证查询的正确性。

链接: http://blog.sina.cn/dpool/blog/s/blog_499740cb0100ugs7.html?vt=4

快照读的幻读-mvcc 解决

当前读的幻读-gap 锁解决