MySQL实战45讲学习笔记：第二十讲

 一、引子

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。

二、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）：

图 1 假设只在 id=5 这一行加行锁

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。

1. Q1 只返回 id=5 这一行；
2. 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；
3. 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：

1. 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。
2. 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。

三、幻读有什么问题？

1、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。

图 2 假设只在 id=5 这一行加行锁 -- 语义被破坏

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。

2、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。

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 setd=100 where d=5。

 

图 3 假设只在 id=5 这一行加行锁 -- 数据一致性问题

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。

1. 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 ;
2. 经过 T2 时刻，id=0 这一行变成 (0,5,5);
3. 经过 T4 时刻，表里面多了一行 (1,5,5);
4. 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。

1. T2 时刻，session B 事务提交，写入了两条语句；
2. T4 时刻，session C 事务提交，写入了两条语句；
3. 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*/

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。

3、这个数据不一致到底是怎么引入的？

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。

图 4 假设扫描到的行都被加上了行锁

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)*/

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。

四、如何解决幻读？

1、间隙锁是啥？

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。

图 5 表 t 主键索引上的行锁和间隙锁

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。

2、间隙锁跟我们之前碰到过的锁都不太一样。

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。

图 6 两种行锁间的冲突关系

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：

图 7 间隙锁之间不互锁

实际测试代码如下：

session A

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t where c=7 lock in share mode;
Empty set (0.00 sec)

session B

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t where c=7 for update;
Empty set (0.00 sec)

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”。

3、间隙锁引入了什么新的问题？

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。

图 8 间隙锁导致的死锁

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：

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

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。

4、如何解决引入间隙锁带来的问题

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。

1、隔离级别设置为读提交的话 为什么需要把binlog格式设置为row？

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。

2、为什么备份线程设置成可重复读呢？

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）

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？

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。

五、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”。

作为对下一篇文章的预习，我给你留下一个思考题。

图 9 事务进入锁等待状态

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？

你可以把你的碰到的场景和分析写在留言区里，我会在下一篇文章选取有趣的评论跟大家一起分享和分析。感谢你的收听，也欢迎你把这篇文章分享给更多的朋友一起阅读。

六、上期问题时间

我们在本文的开头回答了上期问题。有同学的回答中还说明了读提交隔离级别下，在语句执行完成后，是只有行锁的。而且语句执行完成后，InnoDB 就会把不满足条件的行行锁去掉。

当然了，c=5 这一行的行锁，还是会等到 commit 的时候才释放的。

七、经典留言

1、AI杜嘉嘉

说真的，这一系列文章实用性真的很强，老师非常负责，想必牵扯到老师大量精力，希望老师再出好文章，谢谢您了，辛苦了

作者回复:

精力花了没事，睡一觉醒来还是一条好汉😄
主要还是得大家有收获，我就值了😄

2、沉浮

通过打印锁日志帮助理解问题锁信息见括号里的说明。

TABLE LOCK table `guo_test`.`t` trx id 105275 lock mode IX
RECORD LOCKS space id 31 page no 4 n bits 80 index c of table `guo_test`.`t` trx id 105275 lock_mode X
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c（5，10])
0: len 4; hex 8000000a; asc ;;
1: len 4; hex 8000000a; asc ;;

Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c (10,15])
0: len 4; hex 8000000f; asc ;;
1: len 4; hex 8000000f; asc ;;

Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c (15,20])
0: len 4; hex 80000014; asc ;;
1: len 4; hex 80000014; asc ;;

Record lock, heap no 7 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c (20,25])
0: len 4; hex 80000019; asc ;;
1: len 4; hex 80000019; asc ;;

RECORD LOCKS space id 31 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `guo_test`.`t` trx id 105275 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
----(记录锁 锁c=15对应的主键）
0: len 4; hex 8000000f; asc ;;
1: len 6; hex 0000000199e3; asc ;;
2: len 7; hex ca000001470134; asc G 4;;
3: len 4; hex 8000000f; asc ;;
4: len 4; hex 8000000f; asc ;;

Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000014; asc ;;
----(记录锁 锁c=20对应的主键）
1: len 6; hex 0000000199e3; asc ;;
2: len 7; hex ca000001470140; asc G @;;
3: len 4; hex 80000014; asc ;;
4: len 4; hex 80000014; asc ;;

由于字数限制，正序及无排序的日志无法帖出，倒序日志比这两者，多了范围(Next-Key Lock，索引锁c（5，10])，
个人理解是，加锁分两次，

第一次，即正序的锁，第二次为倒序的锁，即多出的(5,10],在RR隔离级别，
innodb在加锁的过程中会默认向后锁一个记录，加上Next-Key Lock,
第一次加锁的时候10已经在范围，由于倒序，向后，即向5再加Next-key Lock,即多出的(5,10]范围

作者回复:

优秀

3、kabuka

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 还同时加了 7 个间隙锁
---------------------------------------------------------------
老師這句話沒看太明白，數據庫只有一條d=5的記錄，為什麼會給6個記錄加上行鎖呢？

作者回复:

因为d上没有索引，这个语句要走全表扫描

4、godtrue

课前思考
1、幻读是什么？幻读有什么问题？如何避免？
幻读我的理解是，读出的数据出现了不一致的现象，在事务的读未提交和读已提交这两种事务的隔离级别下会出现幻读的现象，问题嘛？就是数据不一致了，对于数据严格要求一致的场景是不能够允许的。如何避免？在可重复读和串行化的事务隔离级别下应该不会出现
课后思考
1：学完此节后发现自己的认知，基本是错的
1-1：什么是幻读？
幻读是指在同一个事务中，存在前后两次查询同一个范围的数据，但是第二次查询却看到了第一次查询没看到的行。
注意，幻读出现的场景
第一：事务的隔离级别为可重复读，且是当前读
第二：幻读仅专指新插入的行
1-2：幻读带来的问题？
一是，对行锁语义的破坏
二是，破坏了数据一致性
1-3：怎么避免幻读？
存储引擎采用加间隙锁的方式来避免出现幻读
1-4：为啥会出现幻读？
行锁只能锁定存在的行，针对新插入的操作没有限定
1-5：间隙锁是啥？它怎么避免出现幻读的？它引入了什么新的问题？
间隙锁，是专门用于解决幻读这种问题的锁，它锁的了行与行之间的间隙，能够阻塞新插入的操作
间隙锁的引入也带来了一些新的问题，比如：降低并发度，可能导致死锁。
注意，读读不互斥，读写/写读/写写是互斥的，但是间隙锁之间是不冲突的，间隙锁会阻塞插入操作
另外，间隙锁在可重复读级别下才是有效的
感谢老师的分享，意料之外的认知很好玩，也纠正了自己的认知偏差。
感觉自己明白了，看完评论，感觉自己啥都不懂。