大家好，我是小林。

之前有位小伙伴美團三面，一直被追求「幻讀是否被 MySQL 可重復(fù)度隔離級別徹底解決了？」

之前我也提到過，MySQL InnoDB 引擎的默認(rèn)隔離級別雖然是「可重復(fù)讀」，但是它很大程度上避免幻讀現(xiàn)象（并不是完全解決了），解決的方案有兩種：

• 針對快照讀（普通 select 語句），是通過 MVCC 方式解決了幻讀，因為可重復(fù)讀隔離級別下，事務(wù)執(zhí)行過程中看到的數(shù)據(jù)，一直跟這個事務(wù)啟動時看到的數(shù)據(jù)是一致的，即使中途有其他事務(wù)插入了一條數(shù)據(jù)，是查詢不出來這條數(shù)據(jù)的，所以就很好了避免幻讀問題。
• 針對當(dāng)前讀（select ... for update 等語句），是通過 next-key lock（記錄鎖+間隙鎖）方式解決了幻讀，因為當(dāng)執(zhí)行 select ... for update 語句的時候，會加上 next-key lock，如果有其他事務(wù)在 next-key lock 鎖范圍內(nèi)插入了一條記錄，那么這個插入語句就會被阻塞，無法成功插入，所以就很好了避免幻讀問題。

這次，我會舉例兩個實驗場景來說明 MySQL InnoDB 引擎的可重復(fù)讀隔離級別發(fā)生幻讀的問題。

好了，發(fā)車！

什么是幻讀？

首先來看看 MySQL 文檔是怎么定義幻讀（Phantom Read）的:

The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times. For example, if a SELECT is executed twice, but returns a row the second time that was not returned the first time, the row is a “phantom” row.

翻譯：當(dāng)同一個查詢在不同的時間產(chǎn)生不同的結(jié)果集時，事務(wù)中就會出現(xiàn)所謂的幻象問題。例如，如果 SELECT 執(zhí)行了兩次，但第二次返回了第一次沒有返回的行，則該行是“幻像”行。

舉個例子，假設(shè)一個事務(wù)在 T1 時刻和 T2 時刻分別執(zhí)行了下面查詢語句，途中沒有執(zhí)行其他任何語句：

SELECT * FROM t_test WHERE id > 100;

只要 T1 和 T2 時刻執(zhí)行產(chǎn)生的結(jié)果集是不相同的，那就發(fā)生了幻讀的問題，比如：

• T1 時間執(zhí)行的結(jié)果是有 5 條行記錄，而 T2 時間執(zhí)行的結(jié)果是有 6 條行記錄，那就發(fā)生了幻讀的問題。
• T1 時間執(zhí)行的結(jié)果是有 5 條行記錄，而 T2 時間執(zhí)行的結(jié)果是有 4 條行記錄，也是發(fā)生了幻讀的問題。

隔離級別

當(dāng)多個事務(wù)并發(fā)執(zhí)行時可能會遇到「臟讀、不可重復(fù)讀、幻讀」的現(xiàn)象，這些現(xiàn)象會對事務(wù)的一致性產(chǎn)生不同程序的影響。

臟讀：讀到其他事務(wù)未提交的數(shù)據(jù)；

不可重復(fù)讀：前后讀取的數(shù)據(jù)不一致；

幻讀：前后讀取的記錄數(shù)量不一致。

這三個現(xiàn)象的嚴(yán)重性排序如下：

SQL 標(biāo)準(zhǔn)提出了四種隔離級別來規(guī)避這些現(xiàn)象，隔離級別越高，性能效率就越低，這四個隔離級別如下：

• 讀未提交（read uncommitted），指一個事務(wù)還沒提交時，它做的變更就能被其他事務(wù)看到；
• 讀提交（read committed），指一個事務(wù)提交之后，它做的變更才能被其他事務(wù)看到；
• 可重復(fù)讀（repeatable read），指一個事務(wù)執(zhí)行過程中看到的數(shù)據(jù)，一直跟這個事務(wù)啟動時看到的數(shù)據(jù)是一致的，MySQL InnoDB 引擎的默認(rèn)隔離級別；
• 串行化（serializable ）；會對記錄加上讀寫鎖，在多個事務(wù)對這條記錄進(jìn)行讀寫操作時，如果發(fā)生了讀寫沖突的時候，后訪問的事務(wù)必須等前一個事務(wù)執(zhí)行完成，才能繼續(xù)執(zhí)行；

針對不同的隔離級別，并發(fā)事務(wù)時可能發(fā)生的現(xiàn)象也會不同。

也就是說：

• 在「讀未提交」隔離級別下，可能發(fā)生臟讀、不可重復(fù)讀和幻讀現(xiàn)象；
• 在「讀提交」隔離級別下，可能發(fā)生不可重復(fù)讀和幻讀現(xiàn)象，但是不可能發(fā)生臟讀現(xiàn)象；
• 在「可重復(fù)讀」隔離級別下，可能發(fā)生幻讀現(xiàn)象，但是不可能臟讀和不可重復(fù)讀現(xiàn)象；
• 在「串行化」隔離級別下，臟讀、不可重復(fù)讀和幻讀現(xiàn)象都不可能會發(fā)生。

所以，要解決臟讀現(xiàn)象，就要升級到「讀提交」以上的隔離級別；要解決不可重復(fù)讀現(xiàn)象，就要升級到「可重復(fù)讀」的隔離級別，要解決幻讀現(xiàn)象不建議將隔離級別升級到「串行化」。

不同的數(shù)據(jù)庫廠商對 SQL 標(biāo)準(zhǔn)中規(guī)定的 4 種隔離級別的支持不一樣，有的數(shù)據(jù)庫只實現(xiàn)了其中幾種隔離級別，我們討論的 MySQL 雖然支持 4 種隔離級別，但是與SQL 標(biāo)準(zhǔn)中規(guī)定的各級隔離級別允許發(fā)生的現(xiàn)象卻有些出入。

MySQL 在「可重復(fù)讀」隔離級別下，可以很大程度上避免幻讀現(xiàn)象的發(fā)生（注意是很大程度避免，并不是徹底避免），所以 MySQL 并不會使用「串行化」隔離級別來避免幻讀現(xiàn)象的發(fā)生，因為使用「串行化」隔離級別會影響性能。

MySQL InnoDB 引擎的默認(rèn)隔離級別雖然是「可重復(fù)讀」，但是它很大程度上避免幻讀現(xiàn)象（并不是完全解決了），解決的方案有兩種：

• 針對快照讀（普通 select 語句），是通過 MVCC 方式解決了幻讀，因為可重復(fù)讀隔離級別下，事務(wù)執(zhí)行過程中看到的數(shù)據(jù)，一直跟這個事務(wù)啟動時看到的數(shù)據(jù)是一致的，即使中途有其他事務(wù)插入了一條數(shù)據(jù)，是查詢不出來這條數(shù)據(jù)的，所以就很好了避免幻讀問題。
• 針對當(dāng)前讀（select ... for update 等語句），是通過 next-key lock（記錄鎖+間隙鎖）方式解決了幻讀，因為當(dāng)執(zhí)行 select ... for update 語句的時候，會加上 next-key lock，如果有其他事務(wù)在 next-key lock 鎖范圍內(nèi)插入了一條記錄，那么這個插入語句就會被阻塞，無法成功插入，所以就很好了避免幻讀問題。

快照讀是如何避免幻讀的？

可重復(fù)讀隔離級是由 MVCC（多版本并發(fā)控制）實現(xiàn)的，實現(xiàn)的方式是啟動事務(wù)后，在執(zhí)行第一個查詢語句后，會創(chuàng)建一個 Read View，后續(xù)的查詢語句利用這個 Read View，通過這個  Read View 就可以在 undo log 版本鏈找到事務(wù)開始時的數(shù)據(jù)，所以事務(wù)過程中每次查詢的數(shù)據(jù)都是一樣的，即使中途有其他事務(wù)插入了新紀(jì)錄，是查詢不出來這條數(shù)據(jù)的，所以就很好了避免幻讀問題。

做個實驗，數(shù)據(jù)庫表 t_stu 如下，其中 id 為主鍵。

然后在可重復(fù)讀隔離級別下，有兩個事務(wù)的執(zhí)行順序如下：

從這個實驗結(jié)果可以看到，即使事務(wù) B 中途插入了一條記錄，事務(wù) A 前后兩次查詢的結(jié)果集都是一樣的，并沒有出現(xiàn)所謂的幻讀現(xiàn)象。

當(dāng)前讀是如何避免幻讀的？

MySQL 里除了普通查詢是快照讀，其他都是當(dāng)前讀，比如 update、insert、delete，這些語句執(zhí)行前都會查詢最新版本的數(shù)據(jù)，然后再做進(jìn)一步的操作。

這很好理解，假設(shè)你要 update 一個記錄，另一個事務(wù)已經(jīng) delete 這條記錄并且提交事務(wù)了，這樣不是會產(chǎn)生沖突嗎，所以 update 的時候肯定要知道最新的數(shù)據(jù)。

另外，select ... for update 這種查詢語句是當(dāng)前讀，每次執(zhí)行的時候都是讀取最新的數(shù)據(jù)。

接下來，我們假設(shè)select ... for update當(dāng)前讀是不會加鎖的（實際上是會加鎖的），在做一遍實驗。

這時候，事務(wù) B 插入的記錄，就會被事務(wù) A 的第二條查詢語句查詢到（因為是當(dāng)前讀），這樣就會出現(xiàn)前后兩次查詢的結(jié)果集合不一樣，這就出現(xiàn)了幻讀。

所以，Innodb 引擎為了解決「可重復(fù)讀」隔離級別使用「當(dāng)前讀」而造成的幻讀問題，就引出了間隙鎖。（額外提一句，讀提交隔離級別，是沒有間隙鎖的，只有記錄鎖）

假設(shè)，表中有一個范圍 id 為（3，5）間隙鎖，那么其他事務(wù)就無法插入 id = 4 這條記錄了，這樣就有效的防止幻讀現(xiàn)象的發(fā)生。

舉個具體例子，場景如下：

事務(wù) A 執(zhí)行了這條當(dāng)前讀語句后，就在對表中的記錄加上 id 范圍為 (2, +∞] 的 next-key lock（next-key lock 是間隙鎖+記錄鎖的組合）。

然后，事務(wù) B 在執(zhí)行插入語句的時候，判斷到插入的位置被事務(wù) A 加了  next-key lock，于是事物 B 會生成一個插入意向鎖，同時進(jìn)入等待狀態(tài)，直到事務(wù) A 提交了事務(wù)。這就避免了由于事務(wù) B 插入新記錄而導(dǎo)致事務(wù) A 發(fā)生幻讀的現(xiàn)象。

幻讀被徹底解決了嗎？

可重復(fù)讀隔離級別下雖然很大程度上避免了幻讀，但是還是沒有能完全解決幻讀。

我舉例兩個可重復(fù)讀隔離級別發(fā)生幻讀現(xiàn)象的場景。

第一個發(fā)生幻讀現(xiàn)象的場景

還是以這張表作為例子：

事務(wù) A 執(zhí)行查詢 id = 5 的記錄，此時表中是沒有該記錄的，所以查詢不出來。

# 事務(wù) A
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t_stu where id = 5;
Empty set (0.01 sec)

然后事務(wù) B 插入一條 id = 5 的記錄，并且提交了事務(wù)。

# 事務(wù) B
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into t_stu values(5, '小美', 18);
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

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

此時，事務(wù) A  更新 id = 5 這條記錄，對沒錯，事務(wù) A 看不到 id = 5 這條記錄，但是他去更新了這條記錄，這場景確實很違和，然后再次查詢 id = 5 的記錄，事務(wù) A 就能看到事務(wù) B 插入的紀(jì)錄了，幻讀就是發(fā)生在這種違和的場景。

# 事務(wù) A
mysql> update t_stu set name = '小林coding' where id = 5;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> select * from t_stu where id = 5;
+----+--------------+------+
| id | name         | age  |
+----+--------------+------+
|  5 | 小林coding   |   18 |
+----+--------------+------+
1 row in set (0.00 sec)

整個發(fā)生幻讀的時序圖如下：

在可重復(fù)讀隔離級別下，事務(wù) A 第一次執(zhí)行普通的 select 語句時生成了一個 ReadView，之后事務(wù) B 向表中新插入了一條 id = 5 的記錄并提交。接著，事務(wù) A 對 id = 5 這條記錄進(jìn)行了更新操作，在這個時刻，這條新記錄的 trx_id 隱藏列的值就變成了事務(wù) A 的事務(wù) id，之后事務(wù) A  再使用普通 select 語句去查詢這條記錄時就可以看到這條記錄了，于是就發(fā)生了幻讀。

因為這種特殊現(xiàn)象的存在，所以我們認(rèn)為 MySQL Innodb 中的 MVCC 并不能完全避免幻讀現(xiàn)象。

第二個發(fā)生幻讀現(xiàn)象的場景

除了上面這一種場景會發(fā)生幻讀現(xiàn)象之外，還有下面這個場景也會發(fā)生幻讀現(xiàn)象。

• T1 時刻：事務(wù) A 先執(zhí)行「快照讀語句」：select * from t_test where id > 100 得到了 3 條記錄。
• T2 時刻：事務(wù) B 往插入一個 id= 200 的記錄并提交；
• T3 時刻：事務(wù) A 再執(zhí)行「當(dāng)前讀語句」 select * from t_test where id > 100 for update 就會得到 4 條記錄，此時也發(fā)生了幻讀現(xiàn)象。

要避免這類特殊場景下發(fā)生幻讀的現(xiàn)象的話，就是盡量在開啟事務(wù)之后，馬上執(zhí)行 select ... for update 這類當(dāng)前讀的語句，因為它會對記錄加 next-key lock，從而避免其他事務(wù)插入一條新記錄。

小結(jié)

MySQL InnoDB 引擎的可重復(fù)讀隔離級別（默認(rèn)隔離級），根據(jù)不同的查詢方式，分別提出了避免幻讀的方案：

• 針對快照讀（普通 select 語句），是通過 MVCC 方式解決了幻讀。
• 針對當(dāng)前讀（select ... for update 等語句），是通過 next-key lock（記錄鎖+間隙鎖）方式解決了幻讀。

我舉例了兩個發(fā)生幻讀場景的例子。

第一個例子：對于快照讀， MVCC 并不能完全避免幻讀現(xiàn)象。因為當(dāng)事務(wù) A 更新了一條事務(wù) B 插入的記錄，那么事務(wù) A 前后兩次查詢的記錄條目就不一樣了，所以就發(fā)生幻讀。

第二個例子：對于當(dāng)前讀，如果事務(wù)開啟后，并沒有執(zhí)行當(dāng)前讀，而是先快照讀，然后這期間如果其他事務(wù)插入了一條記錄，那么事務(wù)后續(xù)使用當(dāng)前讀進(jìn)行查詢的時候，就會發(fā)現(xiàn)兩次查詢的記錄條目就不一樣了，所以就發(fā)生幻讀。

所以，MySQL 可重復(fù)讀隔離級別并沒有徹底解決幻讀，只是很大程度上避免了幻讀現(xiàn)象的發(fā)生。

要避免這類特殊場景下發(fā)生幻讀的現(xiàn)象的話，就是盡量在開啟事務(wù)之后，馬上執(zhí)行 select ... for update 這類當(dāng)前讀的語句，因為它會對記錄加 next-key lock，從而避免其他事務(wù)插入一條新記錄。