1 前言

在MySQL进阶45讲【3】事务隔离的恩恩怨怨这篇文章中，我们有提到过幻读的概念，为了更好地介绍幻读，我们先创建一个表，并添加一些数据，建表和初始化语句如下：

CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOTNULL,
`c` int(11) DEFAULTNULL,
`d` int(11) DEFAULTNULL,
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。

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，d=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。

2 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：这是假设的一个场景）：

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。这个语句的意思就是查所有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。在这里，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MySQL进阶45讲【8】MySQL事务到底是隔离的还是不隔离的？这篇文章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。

3 幻读有什么问题？

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，再往session B和session C里面分别加一条SQL语句，看看会出现什么现象。

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。

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，给session A在T1时刻再加一个更新语句，即：update t set d=100 where d=5。

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。

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*/

这个语句序列是有问题的，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 *fromt 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。

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。

但同时在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。

4 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)。

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。

这样，当执行 select *fromt 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。

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。

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，举个例子：

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 *fromt for update要把整个表所有记录锁起来，就形成了7个next-keylock，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。

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”。

间隙锁和next-key lock的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”。

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;

有些小伙伴可能会有疑问，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的。

现在，我们就只讨论这个逻辑。

这个逻辑一旦有并发，就会碰到死锁。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，用两个session来模拟并发，并假设N=9。

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。

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。

如果没有特别说明，这篇文章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，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。

也有些小伙伴使用的是读提交隔离级别加binlog_format=row的组合。他也不知道为什么，说是因为大家都这么用。

所以，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。

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。

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？（这个在前面的文章中已经解释过了，可以回顾下MySQL进阶45讲【6】全局锁和表锁的内容）

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。

5 小结

本篇文章从开篇的例子中发现了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。

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，会讲解InnoDB的加锁规则。