MySQL的可重复读、幻读及实现原理
目录
一、事务的隔离级别
二、mysql怎么实现的可重复读
举例说明MVCC的实现
MVCC逻辑流程-插入
MVCC逻辑流程-删除
MVCC逻辑流程-修改
MVCC逻辑流程-查询
三、幻读
快照读和当前读
四、如何解决幻读
事务隔离级别有四种，mysql默认使用的是可重复读，mysql是怎么实现可重复读的？为什么会出现幻读？是否解决了幻读的问题？
一、事务的隔离级别
Read Uncommitted（未提交读）
在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。读取未提交的数据，也被称之为脏读（Dirty Read）。该级别用的很少。
Read Committed（提交读）
这是大多数数据库系统的默认隔离级别（但不是MySQL默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变，换句话说就是事务提交之前对其余事务不可见。这种隔离级别也支持不可重复读（Nonrepeatable Read），因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit，所以同一select查询可能返回不同结果。
Repeatable Read（可重复读）
这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致另一个棘手的问题：幻读 （Phantom Read）。简单的说，幻读指当用户读取某一范围的数据行时，另一个事务又在该范围内插入了新行，当用户再读取该范围的数据行时，会发现有新的“幻影” 行。InnoDB和Falcon存储引擎通过多版本并发控制（MVCC，Multiversion Concurrency Control）机制解决了该问题（mysql彻底解决了幻读问题？请往下看）。
Serializable（可串行化）
这是最高的隔离级别，它强制事务都是串行执行的，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。换言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。
| 事务隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| 读未提交（read-uncommitted） | 是 | 是 | 是 |
| 不可重复读（read-committed） | 否 | 是 | 是 |
| 可重复读（repeatable-read） | 否 | 否 | 是 |
| 串行化（serializable） | 否 | 否 | 否 |
脏读、不可重复读、幻读：
也许有很多读者会对上述隔离级别中提及到的 脏读、不可重复读、幻读 的理解有点吃力，我在这里尝试使用通俗的方式来解释这三种语义：
脏读：所谓的脏读，其实就是读到了别的事务回滚前的脏数据。比如事务B执行过程中修改了数据X，在未提交前，事务A读取了X，而事务B却回滚了，这样事务A就形成了脏读。
也就是说，当前事务读到的数据是别的事务想要修改成为的但是没有修改成功的数据。
不可重复读：事务A首先读取了一条数据，然后执行逻辑的时候，事务B将这条数据改变了，然后事务A再次读取的时候，发现数据不匹配了，就是所谓的不可重复读了。
也就是说，当前事务先进行了一次数据读取，然后再次读取到的数据是别的事务修改成功的数据，导致两次读取到的数据不匹配，也就照应了不可重复读的语义。
幻读：事务A首先根据条件索引得到N条数据，然后事务B改变了这N条数据之外的M条或者增添了M条符合事务A搜索条件的数据，导致事务A再次搜索发现有N+M条数据了，就产生了幻读。
也就是说，当前事务读第一次取到的数据比后来读取到数据条目少。
不可重复读和幻读比较：
两者有些相似，但是前者针对的是update或delete，后者针对的insert。
二、mysql怎么实现的可重复读
MVCC多版本并发控制(Multi-Version Concurrency Control)是MySQL中基于乐观锁理论实现隔离级别的方式，用于实现读已提交和可重复读取隔离级别。
在《高性能MySQL》中对MVCC的解释如下
举例说明MVCC的实现
新建一张表test_zq如下
| id | test_id | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PT |
|---|---|---|---|
MVCC逻辑流程-插入
在插入数据的时候，假设系统的全局事务ID从1开始，以下SQL语句执行分析参考注释信息：
begin;-- 获取到全局事务ID
insert into `test_zq` (`id`, `test_id`) values('5','68');
insert into `test_zq` (`id`, `test_id`) values('6','78');
commit;-- 提交事务
当执行完以上SQL语句之后，表格中的内容会变成：
| id | test_id | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PT |
|---|---|---|---|
| 5 | 68 | 1 | NULL |
| 6 | 78 | 1 | NULL |
可以看到，插入的过程中会把全局事务ID记录到列 DB_TRX_ID 中去
MVCC逻辑流程-删除
对上述表格做删除逻辑，执行以下SQL语句（假设获取到的事务逻辑ID为 3）
begin；--获得全局事务ID = 3
delete test_zq where id = 6;
commit;
执行完上述SQL之后数据并没有被真正删除，而是对删除版本号做改变，如下所示：
| id | test_id | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PT |
|---|---|---|---|
| 5 | 68 | 1 | NULL |
| 6 | 78 | 1 | 3 |
MVCC逻辑流程-修改
修改逻辑和删除逻辑有点相似，修改数据的时候 会先复制一条当前记录行数据，同事标记这条数据的数据行版本号为当前是事务版本号，最后把原来的数据行的删除版本号标记为当前是事务。
执行以下SQL语句：
begin;-- 获取全局系统事务ID 假设为 10
update test_zq set test_id = 22 where id = 5;
commit;
执行后表格实际数据应该是：
| id | test_id | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PT |
|---|---|---|---|
| 5 | 68 | 1 | 10 |
| 6 | 78 | 1 | 3 |
| 5 | 22 | 10 | NULL |
MVCC逻辑流程-查询
此时，数据查询规则如下：
查找数据行版本号早于当前事务版本号的数据行记录
也就是说，数据行的版本号要小于或等于当前是事务的系统版本号，这样也就确保了读取到的数据是当前事务开始前已经存在的数据，或者是自身事务改变过的数据
查找删除版本号要么为NULL，要么大于当前事务版本号的记录
这样确保查询出来的数据行记录在事务开启之前没有被删除
根据上述规则，我们继续以上张表格为例，对此做查询操作
begin;-- 假设拿到的系统事务ID为 12
select * from test_zq;
commit;
执行结果应该是：
| id | test_id | DB_TRX_ID | DB_ROLL_PT |
|---|---|---|---|
| 6 | 22 | 10 | NULL |
这样，同一个事务中，就实现了可重复读。
三、幻读
什么是幻读，如下：
InnoDB实现的RR通过mvcc机制避免了这种幻读现象。
另一种幻读：
姑且把左边的事务命名为事务A，右边的命名为事务B。
事务B执行后，在事务A中查询没有查到B添加的数据行，这就是可重复读。
但是，在事务A执行了update后，再查询时就查到了事务A中添加的数据，这就是幻读。
这种结果告诉我们其实在MySQL可重复读的隔离级别中并不是完全解决了幻读的问题，而是解决了读数据情况下的幻读问题。而对于修改的操作依旧存在幻读问题，就是说MVCC对于幻读的解决是不彻底的。
原以为这也是一种幻读，但经过多次研究资料，这只是对数据修改的操作(update、insert、delete)当前读产生的结果，他其实不是幻读。
快照读和当前读
出现了上面的情况我们需要知道为什么会出现这种情况。在查阅了一些资料后发现在RR级别中，通过MVCC机制，虽然让数据变得可重复读，但我们读到的数据可能是历史数据，不是数据库最新的数据。这种读取历史数据的方式，我们叫它快照读 (snapshot read)，而读取数据库最新版本数据的方式，叫当前读 (current read)。
select 快照读
当执行select操作是innodb默认会执行快照读，会记录下这次select后的结果，之后select 的时候就会返回这次快照的数据，即使其他事务提交了不会影响当前select的数据，这就实现了可重复读了。快照的生成当在第一次执行select的时候，也就是说假设当A开启了事务，然后没有执行任何操作，这时候B insert了一条数据然后commit,这时候A执行 select，那么返回的数据中就会有B添加的那条数据。之后无论再有其他事务commit都没有关系，因为快照已经生成了，后面的select都是根据快照来的。
当前读
对于会对数据修改的操作(update、insert、delete)都是采用当前读的模式。在执行这几个操作时会读取最新的版本号记录，写操作后把版本号改为了当前事务的版本号，所以即使是别的事务提交的数据也可以查询到。假设要update一条记录，但是在另一个事务中已经delete掉这条数据并且commit了，如果update就会产生冲突，所以在update的时候需要知道最新的数据。也正是因为这样所以才导致幻读。
四、如何解决幻读
在快照读情况下，mysql通过mvcc来避免幻读。
在当前读情况下，mysql通过X锁或next-key来避免其他事务修改:
可以参考这一篇https://blog.csdn.net/qq_33330687/article/details/89004462
- 使用串行化读的隔离级别
- (update、delete)当where条件为主键时，通过对主键索引加record locks(索引加锁/行锁)处理幻读。
- (update、delete)当where条件为非主键索引时，通过next-key锁处理。next-key是record locks(索引加锁/行锁) 和 gap locks(间隙锁，每次锁住的不光是需要使用的数据，还会锁住这些数据附近的数据)的结合。
Next-Key Lock即在事务中select时使用如下方法加锁，这样在另一个事务对范围内的数据进行修改时就会阻塞（为什么有共享锁会阻塞？不能在有共享锁的记录上加X锁）：
select * from table where id<6 lock in share mode;--共享锁
select * from table where id<6 for update;--排他锁
关于next-key locks请参考https://www.cnblogs.com/zhoujinyi/p/3435982.html
参考文章：
https://juejin.im/post/5c68a4056fb9a049e063e0ab
https://zhuanlan.zhihu.com/p/35500144
https://www.jianshu.com/p/69fd2ca17cfd
https://blog.csdn.net/AAA821/article/details/81017704
https://dbaplus.cn/news-11-2518-1.html
《高性能MySQL》
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