幻读

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
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;
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
假设只在id=5这一行加行锁
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;
  1. 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;
  1. 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”。
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。
  1. 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”。

幻读有什么问题?

破坏语义

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。
假设只在id=5这一行加行锁--语义被破坏
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。

数据一致性问题

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。幻读会导致binlog日志同步的时候,语句执行顺序出现问题,最终导致结果主备不一致
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
假设只在id=5这一行加行锁--数据一致性问题
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;
  1. 经过T2时刻,id=0这一行变成(0,5,5);
  1. 经过T4时刻,表里面多了一行(1,5,5);
  1. 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;
  1. T4时刻,session C事务提交,写入了两条语句;
  1. 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。
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。
假设扫描到的行都被加上了行锁
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:
# session c 插入数据在sessionA T1之前 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。
 

如何解决幻读?

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)。