mysql幻读

幻读

  • 场景例子（innodb的默认事物隔离级别是可重复读）

  • 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);

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

  • 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。

    • 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”。

  • 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。

  • 幻读有什么问题？

    • 语义上：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。

      • session B的第二条语句将id=0，d=5的c值改成了5，在T1时刻，session A只是给id=5加了行锁，并没有给id=0加锁，所以，在T2时刻，是可以执行session B的更新语句，这样就破坏了session A中Q1要锁住d=5的行的加锁生命，session C也是一样。

    • 数据一致性：

      • 在T1时刻的session A中，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。

      • 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);

      • 再看一下binlog里的内容

        • 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。

        • 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*/

      • 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。不一致的原因是什么呢？

      • 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。加入我们吧扫描过程中碰到的行，都加上写锁，再来看看执行效果。


      • 假设扫描的行都加了行锁

      • 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)*/

      • 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。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。

      • 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)。锁的就是两个值之间的空隙。比如表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。

      • 行锁中读锁和写锁的冲突关系

      • 间隙所不一样，跟间隙所存在冲突关系的是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作，间隙锁之间不存在冲突关系。

        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nextkeylock，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +suprenum]。

      • 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”。

      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。
      • 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。

  • 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。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。

  • 所以我们在设置参数之前要先确定我们业务是读提交级别就够了还是要可重复读级别，我们怎么得到事务隔离级别的结论的也要弄清楚，才会从根本上指定措施解决幻读问题。

posted @ 2019-06-30 21:14  Jimmyhe  阅读(2841)  评论(0)  编辑  收藏  举报