MVCC 能解決幻讀嗎？

MySQL通過MVCC(解決讀寫並發問題)和間隙鎖（解決寫寫並發問題）來解決幻讀

 

 

MySQL InnoDB事務的隔離級別有四級，默認是“可重復讀”（REPEATABLE READ）。

• 未提交讀（READ UNCOMMITTED）。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據（臟讀）。
• 提交讀（READ COMMITTED）。本事務讀取到的是最新的數據（其他事務提交后的）。問題是，在同一個事務里，前后兩次相同的SELECT會讀到不同的結果（不重復讀）。
• 可重復讀（REPEATABLE READ）。在同一個事務里，SELECT的結果是事務開始時時間點的狀態，因此，同樣的SELECT操作讀到的結果會是一致的。但是，會有幻讀現象（稍后解釋）。
• 串行化（SERIALIZABLE）。讀操作會隱式獲取共享鎖，可以保證不同事務間的互斥。

四個級別逐漸增強，每個級別解決一個問題。

• 臟讀，最容易理解。另一個事務修改了數據，但尚未提交，而本事務中的SELECT會讀到這些未被提交的數據。
• 不重復讀。解決了臟讀后，會遇到，同一個事務執行過程中，另外一個事務提交了新數據，因此本事務先后兩次讀到的數據結果會不一致。
• 幻讀。解決了不重復讀，保證了同一個事務里，查詢的結果都是事務開始時的狀態（一致性）。但是，如果另一個事務同時提交了新數據，本事務再更新時，就會“驚奇的”發現了這些新數據，貌似之前讀到的數據是“鬼影”一樣的幻覺。

 

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一些文章寫到InnoDB的可重復讀避免了“幻讀”（phantom read），這個說法並不准確。

做個試驗：(以下所有試驗要注意存儲引擎和隔離級別)

mysql> show create table t_bitfly\G;
CREATE TABLE `t_bitfly` (
`id` bigint(20) NOT NULL default '0',
`value` varchar(32) default NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=gbk

mysql> select @@global.tx_isolation, @@tx_isolation;
+-----------------------+-----------------+
| @@global.tx_isolation | @@tx_isolation  |
+-----------------------+-----------------+
| REPEATABLE-READ       | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+

試驗一：

t Session A                   Session B
|
| START TRANSACTION;          START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                             INSERT INTO t_bitfly
|                             VALUES (1, 'a');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|                             COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| empty set
|
| INSERT INTO t_bitfly VALUES (1, 'a');
| ERROR 1062 (23000):
| Duplicate entry '1' for key 1
v (shit, 剛剛明明告訴我沒有這條記錄的)

沒有出現幻讀，因為是快照讀，MVCC解決了快照讀的幻讀問題

試驗二：

t Session A                  Session B
|
| START TRANSACTION;         START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                            INSERT INTO t_bitfly
|                            VALUES (2, 'b');
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                            COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|
| UPDATE t_bitfly SET value='z';
| Rows matched: 2  Changed: 2  Warnings: 0
| (怎么多出來一行)
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | z     |
| |    2 | z     |
| +------+-------+
|
v

本事務中第一次讀取出一行，做了一次更新后，另一個事務里提交的數據就出現了。也可以看做是一種幻讀。

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那么，InnoDB指出的可以避免幻讀是怎么回事呢？

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-record-level-locks.html

By default, InnoDB operates in REPEATABLE READ transaction isolation level and with the innodb_locks_unsafe_for_binlog system variable disabled. In this case, InnoDB uses next-key locks for searches and index scans, which prevents phantom rows (see Section 13.6.8.5, “Avoiding the Phantom Problem Using Next-Key Locking”).

默認情況下，InnoDB在REPEATABLE READ事務隔離級別運行，並禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog系統變量。 在這種情況下，InnoDB使用下一鍵鎖進行搜索和索引掃描，從而防止幻像行

 

理解是，當隔離級別是可重復讀，且禁用innodb_locks_unsafe_for_binlog的情況下，在搜索和掃描index的時候使用的next-key locks可以避免幻讀。

關鍵點在於，是InnoDB默認對一個普通的查詢也會加next-key locks，還是說需要應用自己來加鎖呢？如果單看這一句，可能會以為InnoDB對普通的查詢也加了鎖，如果是，那和序列化（SERIALIZABLE）的區別又在哪里呢？

MySQL manual里還有一段：

13.2.8.5. Avoiding the Phantom Problem Using Next-Key Locking (http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-next-key-locking.html)

To prevent phantoms, InnoDB uses an algorithm called next-key locking that combines index-row locking with gap locking.

You can use next-key locking to implement a uniqueness check in your application: If you read your data in share mode and do not see a duplicate for a row you are going to insert, then you can safely insert your row and know that the next-key lock set on the successor of your row during the read prevents anyone meanwhile inserting a duplicate for your row. Thus, the next-key locking enables you to “lock” the nonexistence of something in your table.

我的理解是說，InnoDB提供了next-key locks，但需要應用程序自己去加鎖。（next-key locks就是Record lock記錄鎖（行鎖）和gap lock間隙鎖的結合,即除了鎖住記錄本身,還要再鎖住索引之間的間隙）manual里提供一個例子：

SELECT * FROM child WHERE id > 100 FOR UPDATE;

這樣，InnoDB會給id大於100的行（假如child表里有一行id為102），以及100-102，102+的gap都加上鎖。

可以使用show innodb status來查看是否給表加上了鎖。

再看一個實驗，要注意，表t_bitfly里的id為主鍵字段。實驗三：

t Session A                 Session B
|
| START TRANSACTION;        START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly
| WHERE id<=1
| FOR UPDATE;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                           INSERT INTO t_bitfly
|                           VALUES (2, 'b');
|                           Query OK, 1 row affected
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                           INSERT INTO t_bitfly
|                           VALUES (0, '0');
|                           (waiting for lock ...
|                           then timeout)
|                           ERROR 1205 (HY000):
|                           Lock wait timeout exceeded;
|                           try restarting transaction
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
|                           COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +------+-------+
| | id   | value |
| +------+-------+
| |    1 | a     |
| +------+-------+
v

使用for update，是當前讀，用id<=1加的鎖，只鎖住了id<=1的范圍，可以成功添加id為2的記錄，添加id為0的記錄時就會等待鎖的釋放。

MySQL manual里對可重復讀里的鎖的詳細解釋：

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/set-transaction.html#isolevel_repeatable-read

For locking reads (SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARE MODE),UPDATE, and DELETE statements, locking depends on whether the statement uses a unique index with a unique search condition, or a range-type search condition. For a unique index with a unique search condition, InnoDB locks only the index record found, not the gap before it. For other search conditions, InnoDB locks the index range scanned, using gap locks or next-key (gap plus index-record) locks to block insertions by other sessions into the gaps covered by the range.

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一致性讀和提交讀(可重復讀和讀已提交)，先看實驗，實驗四：

t Session A                      Session B
|
| START TRANSACTION;             START TRANSACTION;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| +----+-------+
|                                INSERT INTO t_bitfly
|                                VALUES (2, 'b');
|                                COMMIT;
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| |  2 | b     |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly FOR UPDATE;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| |  2 | b     |
| +----+-------+
|
| SELECT * FROM t_bitfly;
| +----+-------+
| | id | value |
| +----+-------+
| |  1 | a     |
| +----+-------+
v

如果使用普通的讀，會得到一致性的結果，如果使用了加鎖的讀，就會讀到“最新的”“提交”讀的結果。

（我的感覺是，使用for update當前讀，讀取最新數據並且加了鎖，事務2再insert會鎖住，這樣間隙鎖就解決了幻讀。但是先快照讀，事務2再insert，再for update當前讀會讀到最新數據，出現了幻讀）

本身，可重復讀和提交讀是矛盾的。在同一個事務里，如果保證了可重復讀，就會看不到其他事務的提交，違背了提交讀；如果保證了提交讀，就會導致前后兩次讀到的結果不一致，違背了可重復讀。

可以這么講，InnoDB提供了這樣的機制，在默認的可重復讀的隔離級別里，可以使用加鎖讀去查詢最新的數據。

http://dev.mysql.com/doc/refman/5.0/en/innodb-consistent-read.html

If you want to see the “freshest” state of the database, you should use either the READ COMMITTED isolation level or a locking read:
SELECT * FROM t_bitfly LOCK IN SHARE MODE;

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結論：MySQL InnoDB的可重復讀並不保證避免幻讀，需要應用使用加鎖讀來保證。而這個加鎖度使用到的機制就是next-key locks。

 

評論：

kiddy2012

博主你好，最近碰到問題，也專門看了下這塊的知識。感覺理解跟你還是有一些偏差的，所謂幻讀，是讀取的其他事務提交的幻行，導致數據出錯。而上述例子確實避免了這種幻行的讀取。 
·1、第一個例子，事務b提交以后，事務a沒有讀取到（沒有出現幻讀），至於插入失敗，是因為主鍵不唯一，這個就算是可見也一定不會成功的。 
·2、第二個例子，查詢並沒有幻讀，但是update之后出現了多余的數據，是因為update的時候，是會更新next-key的版本號的，如果update加入條件，只更新查詢出來的id為1的數據，后續查詢，還是查不到另外一條的（沒有幻讀，update更新了版本號，所以查詢出來的數據是合法的） 
       后面的例子是你加鎖的例子，沒有問題。但是這樣會大大的消耗了性能，其實你做的是SERIALIZABLE做的事情。 
       還有一點，你可能對next-key locks的理解有些偏差，所謂next-key locks並不是真的加鎖，只是通過版本號，做了數據隔離，而版本號（當前版本，刪除版本兩個）是mysql的innodb自己維護的隱藏列。這種隔離是對查詢的隔離，更新刪除還有插入，都有自己的版本號維護，來保證查詢的正確性。 

 

鏈接: http://blog.sina.cn/dpool/blog/s/blog_499740cb0100ugs7.html?vt=4

 

 

 

快照讀的幻讀-mvcc 解決
當前讀的幻讀-gap 鎖解決

 

首先讀分為：
快照讀
select * from table where ?;

當前讀：特殊的讀操作，插入/更新/刪除操作，屬於當前讀，需要加鎖。
select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert into table values (…);
update table set ? where ?;
delete from table where ?;

對於快照讀來說，幻讀的解決是依賴mvcc解決。而對於當前讀則依賴於gap-lock解決。
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作者：impbb
來源：CSDN
原文：https://blog.csdn.net/qq_27007251/article/details/70016787
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