Mysql：RR隔離級別下的幻讀

眾所周知，Mysql在InnoDB下有四種隔離級別：

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未提交讀（Read Uncommitted）

提交后讀（Read Committed）

可重復(fù)讀（Repeatable Read）

串行化（Serializable）

其中可重復(fù)讀（RR）可以避免臟讀（ a事務(wù)讀到b事務(wù)回滾前的數(shù)據(jù)）以及可不重復(fù)讀（ a事務(wù)在b事務(wù)修改提交的前后，兩次分別讀到的數(shù)據(jù)不一致）。但是對于幻讀（a事務(wù)在b事務(wù)insert提交前后，兩次分別讀到的數(shù)據(jù)不一致），卻存在爭議。

下面我們來做一個試驗：

對于下面這張簡單的數(shù)據(jù)表

id? ? ? ? num

1 ????????11

2 ????????22

3 ????????33

我們開啟a、b兩個事務(wù)

a事務(wù)? ? ? ? ? ? ????b事務(wù)

begin? ? ? ? ? ? ????begin

select * from tb? ? ----

----? ? ? ? ? ? ? ? ? ? insert into tb (id,num)values(4,44)

----? ? ? ? ? ? ? ? ? ? commit

select * from tb? ? ----

commit

試驗結(jié)果：a事務(wù)的兩次select查詢到的結(jié)果相同，在后一次查詢中沒有返回新插入id=4的那條記錄。

據(jù)此，很多人判斷說RR隔離級別下“不存在”幻讀。

但果真如此嗎？----

出現(xiàn)上面的試驗結(jié)果，是因為在RR隔離級別事務(wù)下，Mysql會對前一次select的結(jié)果快照。所以第二次select其實是快照讀（這也正是RR隔離級別下能夠避免不可重復(fù)讀的策略）。

如果我們把試驗條件稍作修改，同樣開啟a、b兩個事務(wù)：

a事務(wù)? ? ? ? ? ? ????b事務(wù)

begin? ? ? ? ? ? ????begin

select * from tb? ? ----

----? ? ? ? ? ? ? ? ? ? insert into tb (id,num)values(5,55)

----? ? ? ? ? ? ? ? ? ? commit

update tb set num=num+1? ? ----? ? ? ? #此處a事務(wù)做一次修改操作

select * from tb? ? ----

commit

試驗結(jié)果：在a事務(wù)的第二次select中出現(xiàn)了b事務(wù)新插入的id=5的記錄。

由于做了update操作，之前的快照失效了，所以說RR隔離級別下的快照策略并沒能真正避免幻讀。

ps. 假如給第二次的select查詢上鎖（無論是共享鎖還是排它鎖），也會得到同樣的結(jié)果，都會令快照失效。

為什么mysql默認的隔離級別是rr不是rc

原因:

(1)在rc隔離級別下,事務(wù)沒有g(shù)ap lock鎖,因此可以在小于等于5的范圍內(nèi)插入一條新記錄。

(2)binlog為statement記錄的是master上產(chǎn)生的sql語句,按提交順序記錄的,因此binlog中記錄的是先插入數(shù)據(jù),后刪除數(shù)據(jù)。(雖然master上是先刪除數(shù)據(jù)后插入數(shù)據(jù)),邏輯上產(chǎn)生了不一致。

如何解決:

只需要解決上述問題中的一個就能保證數(shù)據(jù)的同步了。

(1)可以使用rr隔離級別;

(2)使用row格式的binlog;

mysql 的鎖以及間隙鎖

mysql 為并發(fā)事務(wù)同時對一條記錄進行讀寫時，提出了兩種解決方案：

1）使用 mvcc 的方法，實現(xiàn)多事務(wù)的并發(fā)讀寫，但是這種讀只是“快照讀”，一般讀的是歷史版本數(shù)據(jù)，還有一種是“當前讀”，一般加鎖實現(xiàn)“當前讀”，或者 insert、update、delete 也是當前讀。

2）使用加鎖的方法，鎖分為共享鎖（讀鎖），排他鎖（寫鎖）

快照讀：就是select

當前讀：特殊的讀操作，插入/更新/刪除操作，屬于當前讀，處理的都是當前的數(shù)據(jù)，需要加鎖。

mysql 在 RR 級別怎么處理幻讀的呢？一般來說，RR 級別通過 mvcc 機制，保證讀到低于后面事務(wù)的數(shù)據(jù)。但是 select for update 不會觸發(fā) mvcc，它是當前讀。如果后面事務(wù)插入數(shù)據(jù)并提交，那么在 RR 級別就會讀到插入的數(shù)據(jù)。所以，mysql 使用 行鎖 + gap 鎖（簡稱 next-key 鎖）來防止當前讀的時候插入。

Gap Lock在InnoDB的唯一作用就是防止其他事務(wù)的插入操作，以此防止幻讀的發(fā)生。

Innodb自動使用間隙鎖的條件：

MySQL的RR隔離級別與幻讀問題

最近在網(wǎng)上看了不少mysql鎖的文章，不少文章都提到InnoDB的RR隔離級別（Repeatable Read）無法解決幻讀的問題。對此問題作者親自做了一些實驗，將實驗結(jié)論記錄在此。

本次實驗的mysql版本為5.7.22 。

此篇文章的重點在于通過實驗的形式解釋清楚InnoDB的RR隔離級別是否解決了幻讀問題。所以文中將不會對一些相關(guān)的概念進行解釋，默認讀者已經(jīng)具備相關(guān)知識。如果讀者對于以下的知識點不甚清楚，最好自行查閱相關(guān)資料，理解清楚之后再閱讀接下來的實驗內(nèi)容，以免造成困惑。

進行此次實驗需要具備的知識點（包括但不限于）：

創(chuàng)建表結(jié)構(gòu)：

創(chuàng)建兩條數(shù)據(jù)：

最終的表數(shù)據(jù)如下：

打開兩個終端，連上mysql，分別啟動事務(wù)a和事務(wù)b。

在事務(wù)a和事務(wù)b上面分別執(zhí)行如下命令：

查詢出來的結(jié)果如下：

事務(wù)a：

事務(wù)b:

很明顯事務(wù)b沒有查詢到事務(wù)a未提交的新插入數(shù)據(jù)。原因也很簡單，因為 普通的select語句是快照讀，而事務(wù)b啟動時，它的快照數(shù)據(jù)就已經(jīng)被版本鎖定了 。

那么我們在事務(wù)b里面執(zhí)行如下命令來看看執(zhí)行結(jié)果：

執(zhí)行完成之后我們發(fā)現(xiàn)事務(wù)b此時會block住，原因是 事務(wù)a的insert語句排它鎖住了id為3的新插入數(shù)據(jù)，而事務(wù)b想請求所有行的共享鎖，肯定是需要等待的。

那么此時事務(wù)b當前讀id為1或2的數(shù)據(jù)（非事務(wù)a新插入數(shù)據(jù)）是否可行呢？

結(jié)論是可行的，因為 tmp_table 存在唯一鍵，且事務(wù)a的insert語句只是鎖住了id為3的行。所以其他事務(wù)獲取其他行的共享鎖是可行的 。讀者可以自行測試，這里就不做演示了。

事務(wù)a和事務(wù)b執(zhí)行如下命令：

事務(wù)b打印的結(jié)果：

還是一樣， 因為普通select是快照讀，事務(wù)b還是讀取到的是快照數(shù)據(jù)，所以不包含事務(wù)a提交之后的新數(shù)據(jù) 。

讓我們在事務(wù)b下面使用共享鎖查看當前版本數(shù)據(jù)：

結(jié)果如下：

可以查詢到事務(wù)a已提交的新數(shù)據(jù)，所以此時使用當前讀就產(chǎn)生了幻讀 。

還有另一種情況也會產(chǎn)生幻讀，并且只需要執(zhí)行普通的select語句。下面請看演示。

在事務(wù)b下面執(zhí)行如下兩條語句：

第一條命令使用update更新了事務(wù)a已提交的新數(shù)據(jù)，第二條命令通過普通的select語句查看快照數(shù)據(jù)。

打印結(jié)果如下：

可以看到事務(wù)a已提交的新數(shù)據(jù)被事務(wù)b使用update語句更新了，并且通過普通的select語句給查詢出來了，很顯然，出現(xiàn)了幻讀 。

所以說InnoDB的RR隔離級別沒有或者解決了幻讀問題都不太準確。應(yīng)該說它并沒有完全解決幻讀的問題。

如果在同一個事務(wù)里面，只是總是執(zhí)行普通的select快照讀，是不會產(chǎn)生幻讀的。

但是如果在這個事務(wù)里面通過當前讀或者先更新然后快照讀的形式來讀取數(shù)據(jù)，就會產(chǎn)生幻讀。

Phantom Rows

Innodb 中 RR 隔離級別能否防止幻讀？

網(wǎng)站題目：MySQL怎么解決RR mysql怎么解決幻讀
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