第十九讲：幻读是什么，幻读有什么问题？
第十九讲：幻读是什么，幻读有什么问题？
简概：
引入
在上一篇文章最后，我给你留了一个关于加锁规则的问题。
今天，我们就从这个问题说起吧。为了便于说明问题，这一篇文章，我们就先使用一个小一点儿的表。
建表和初始化语句如下（为了便于本期的例子说明，我把上篇文章中用到的表结构做了点儿修改）：
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);
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。
上期我留给你的问题是，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？
begin;
select * from t where d=5 for update;
commit;
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？我们知道，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，我们就来分析一下，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：这是我假设的一个场景）：
[!NOTE]
在同一个事务中，两次读取到的数据不一致的情况称为幻读和不可重复读。幻读是针对insert导致的数据不一致，不可重复读是针对 delete、update导致的数据不一致。
这里的读取是指当前读，比如查询语句中包含for update ,in share mode，以及修改删除语句都会开启当前读，否则是快照读
应该是其他事务提交后的当前读范围查询会造成幻读。不应该拿insert、update、delete区分。(这里心理要有数)
"后一次查询看到了前一次查询没后看到的行”，这句话值得深入理解，T2时刻，虽然sql查询结果有id=0这条多出来的结果，但是这一行在前一次查询是看到过的，只不过d字段变了。而T3时刻看到的id=1这一行，在之前查询遍历表的时候是没看到过的，是新写入的db记录，它才是“幻读”。
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 * 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”。
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，我需要对“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”。
如果只从第 8 篇文章《事务到底是隔离的还是不隔离的？》我们学到的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 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。
但是，这是不是真的没问题呢？不，这里还真就有问题。
[!NOTE]
注意区分快照读和当前读。 当前读指的是select for update或者select in share mode，指的是在更新之前必须先查寻当前的值，因此叫当前读。 快照读指的是在语句执行之前或者在事务开始的时候会创建一个视图，后面的读都是基于这个视图的，不会再去查询最新的值。
复习一下：可重复读隔离级别是用MVCC(多版本并发控制，基于版本号实现)实现的，对于当前事务自身而言查询自己修改的数据是当前读，别的事务修改的数据是可重复读。但是这个例子里面的查询语句加了 for update(lock in share model),所以是当前读，如果不加的话是可重复读。
那这里update导致的结果不属于幻读，而是不可重复读。不可重复度指修改行记录值。幻读是指新增
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，我再往 session B 和 session C 里面分别加一条 SQL 语句，你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。我们知道，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。
[!IMPORTANT]
sessionA声明要锁住所有d=5的行，而sessionB还能降id=0的那条记录，由 (0,0,5)改成(0,5,5),也就是sessionB 修改了d=5的行；这就和sessionA锁住所有d=5的行这个声明冲突了。
sessionA要求对d=5加锁，sessionB先将一条非d = 5的记录改为了d = 5，然后又想对这条改过的记录再次修改。但之前sessionA要求锁住d=5的记录，这样如果sessionB再次执行了修改就破坏了sessionA的锁，就会有矛盾。
为了说明这个问题，我给 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，我们来分析一下图 3 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。
这样看，这些数据也没啥问题，但是我们再来看看这时候 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。
我统一放到一起的话，就是这样的：
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*/
[!IMPORTANT]
session A 是最后提交的，所以最后被记录到 binlog 中
现在的问题是其他事务后修改，但是先提交。如果用的binlog是statement模式，就会出现主库和从库数据不一致的情况
binlog是在事务commit后才写入的： 事务执行过程中，先把日志写到 binlog cache，事务提交的时候，再把 binlog cache 写到 binlog 文件中。
好，你应该看出问题了。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，我们再回顾一下，这个数据不一致到底是怎么引入的？我们分析一下可以知道，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。所以我们认为，上面的设定不合理，要改。
那怎么改呢？我们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：
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)*/
[!IMPORTANT]
幻读产生的原因：即使给所有行加上了锁，也避免不了幻读，这是因为给行加锁的时候，这条记录还不存在，没法加锁
update索引是行锁，只锁住了条件行。如果事物没提交，有个相同条件的数据做了insert插入，就破坏了原update的语义，所以引入间隙锁gap。select同理。 所以，select非索引字段，锁全表和全间隙。
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。
为什么我们已经这么“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，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，这也是为什么“幻读”会被单独拿出来解决的原因。
到这里，其实我们刚说明完文章的标题 ：幻读的定义和幻读有什么问题。接下来，我们再看看 InnoDB 怎么解决幻读的问题。
如何解决幻读？
现在你知道了，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 (Gap Lock)。
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。现在你知道了，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，我给你举个例子：
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，我们的表 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]。
备注：这篇文章中，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。
你可能会问说，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，这样才符合我们前面说的“都是前开后闭区间”。
[!NOTe]
1.对主键或唯一索引，如果当前读时，where条件全部精确命中(=或者in)，这种场景本身就不会出现幻读，所以只会加行记录锁。
2.没有索引的列，当前读操作时，会加全表gap锁，生产环境要注意。
3.非唯一索引列，如果where条件部分命中(>、<、like等)或者全未命中，则会加附近Gap间隙锁。例如，某表数据如下，非唯一索引2,6,9,9,11,15。如下语句要操作非唯一索引列9的数据，gap锁将会锁定的列是(6,11]，该区间内无法插入数据。
总而言之，唯一锁不需要加间隙锁
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”。在前面的文章中，就有同学提到了这个问题。
我把他的问题转述一下，对应到我们这个例子的表来说，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：
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;
可能你会说，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这位提问同学的需求的。至于为什么，我会在后面的文章中再展开说明。
现在，我们就只讨论这个逻辑。这个同学碰到的现象是，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，我用两个 session 来模拟并发，并假设 N=9。
你看到了，其实都不需要用到后面的 update 语句，就已经形成死锁了。
我们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。
你现在知道了，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。
其实，这还只是一个简单的例子，在下一篇文章中我们还会碰到更多、更复杂的例子。你可能会说，为了解决幻读的问题，我们引入了这么一大串内容，有没有更简单一点的处理方法呢。
我在文章一开始就说过，如果没有特别说明，今天和你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，你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。这，也是现在不少公司使用的配置组合。
前面文章的评论区有同学留言说，他们公司就使用的是读提交隔离级别加 binlog_format=row 的组合。他曾问他们公司的 DBA 说，你为什么要这么配置。DBA 直接答复说，因为大家都这么用呀。所以，这个同学在评论区就问说，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。
但其实我想说的是，配置是否合理，跟业务场景有关，需要具体问题具体分析。但是，如果 DBA 认为之所以这么用的原因是“大家都这么用”，那就有问题了，或者说，迟早会出问题。
比如说，大家都用读提交，可是逻辑备份的时候，mysqldump 为什么要把备份线程设置成可重复读呢？（这个我在前面的文章中已经解释过了，你可以再回顾下第 6 篇文章《全局锁和表锁 ：给表加个字段怎么有这么多阻碍？》的内容）
[!tip]
备份的时候，我们不希望数据再发生变化，所以要用可重复读
然后，在备份期间，备份线程用的是可重复读，而业务线程用的是读提交。同时存在两种事务隔离级别，会不会有问题？
[!tip]
没有问题，不管是提交读还是可重复读，都是MVCC支持，唯一的不同，就是生成快照的时间点不同，也就是能够看到的数据版本不同，即使是提交读情况下，多个不同的事物时间不也是这种情况吗，所以相互并不影响。
没有问题。 在执行备份前，设置rr。备份完成后，恢复为rc。
进一步地，这两个不同的隔离级别现象有什么不一样的，关于我们的业务，“用读提交就够了”这个结论是怎么得到的？如果业务开发和运维团队这些问题都没有弄清楚，那么“没问题”这个结论，本身就是有问题的。
小结
今天我们从上一篇文章的课后问题说起，提到了全表扫描的加锁方式。
我们发现即使给所有的行都加上行锁，仍然无法解决幻读问题，因此引入了间隙锁的概念。我碰到过很多对数据库有一定了解的业务开发人员，他们在设计数据表结构和业务 SQL 语句的时候，对行锁有很准确的认识，但却很少考虑到间隙锁。
最后的结果，就是生产库上会经常出现由于间隙锁导致的死锁现象。行锁确实比较直观，判断规则也相对简单，间隙锁的引入会影响系统的并发度，也增加了锁分析的复杂度，但也有章可循。下一篇文章，我就会为你讲解 InnoDB 的加锁规则，帮你理顺这其中的“章法”。
问答
作为对下一篇文章的预习，我给你留下一个思考题。
如果你之前没有了解过本篇文章的相关内容，一定觉得这三个语句简直是风马牛不相及。
但实际上，这里 session B 和 session C 的 insert 语句都会进入锁等待状态。
你可以试着分析一下，出现这种情况的原因是什么？
这里需要说明的是，这其实是我在下一篇文章介绍加锁规则后才能回答的问题，是留给你作为预习的，其中 session C 被锁住这个分析是有点难度的。
如果你没有分析出来，也不要气馁，我会在下一篇文章和你详细说明。你也可以说说，你的线上 MySQL 配置的是什么隔离级别，为什么会这么配置？你有没有碰到什么场景，是必须使用可重复读隔离级别的呢？
按理说，10之前不会加间隙锁 估计是跟降序排列desc有关 因为c不是唯一索引，15前，20后的最近一条记录会加锁
答案
这里，我展开回答一下评论区几位同学的问题。
@令狐少侠 说，以前一直认为间隙锁只在二级索引上有。现在你知道了，有间隙的地方就可能有间隙锁。
@浪里白条 同学问，如果是 varchar 类型，加锁规则是什么样的。回答：实际上在判断间隙的时候，varchar 和 int 是一样的，排好序以后，相邻两个值之间就有间隙。
有几位同学提到说，上一篇文章自己验证的结果跟案例一不同，就是在 session A 执行完这两个语句：
begin;
select * from t where d=5 for update; /*Q1*/
以后，session B 的 update 和 session C 的 insert 都会被堵住。这是不是跟文章的结论矛盾？其实不是的，这个例子用的是反证假设，就是假设不堵住，会出现问题；然后，推导出 session A 需要锁整个表所有的行和所有间隙。
