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怎么避免mysql幻读 mysql如何避免回表

事务IT技术

Mysql：RR隔离级别下的幻读众所周知怎么避免mysql幻读，Mysql在InnoDB下有四种隔离级别怎么避免mysql幻读：
未提交读（Read Uncommitted）
提交后读（Read Committed）
可重复读（Repeatable Read）
串行化（Serializable）
其中可重复读（RR）可以避免脏读（ a事务读到b事务回滚前的数据）以及可不重复读（ a事务在b事务修改提交的前后，两次分别读到的数据不一致） 。但是对于幻读（a事务在b事务insert提交前后，两次分别读到的数据不一致） ， 却存在争议 。
下面怎么避免mysql幻读我们来做一个试验：
对于下面这张简单的数据表
idnum
111
222
333
我们开启a、b两个事务
a事务b事务
beginbegin
select * from tb----
----insert into tb (id,num)values(4,44)
----commit
select * from tb----
commit
试验结果：a事务的两次select查询到的结果相同，在后一次查询中没有返回新插入id=4的那条记录 。
据此，很多人判断说RR隔离级别下“不存在”幻读 。
但果真如此吗怎么避免mysql幻读？----
出现上面的试验结果 ， 是因为在RR隔离级别事务下，Mysql会对前一次select的结果快照 。所以第二次select其实是快照读（这也正是RR隔离级别下能够避免不可重复读的策略） 。
如果我们把试验条件稍作修改，同样开启a、b两个事务：
a事务b事务
beginbegin
select * from tb----
----insert into tb (id,num)values(5,55)
----commit
update tb set num=num 1----#此处a事务做一次修改操作
select * from tb----
commit
试验结果：在a事务的第二次select中出现了b事务新插入的id=5的记录 。
由于做了update操作 ， 之前的快照失效了 ， 所以说RR隔离级别下的快照策略并没能真正避免幻读 。
ps. 假如给第二次的select查询上锁（无论是共享锁还是排它锁），也会得到同样的结果，都会令快照失效 。
mysql查询的时候怎么解决脏读 ， 幻读问题3). 幻读 :
是指当事务不是独立执行时发生的一种现象 ， 例如第一个事务对一个表中的数据进行了修改 ， 这种修改涉及到表中的全部数据行 。同时，第二个事务也修改这个表中的数据，这种修改是向表中插入一行新数据 。那么，以后就会发生操作第一个事务的用户发现表中还有没有修改的数据行，就好象发生了幻觉一样 。例如，一个编辑人员更改作者提交的文档，但当生产部门将其更改内容合并到该文档的主复本时，发现作者已将未编辑的新材料添加到该文档中 。如果在编辑人员和生产部门完成对原始文档的处理之前，任何人都不能将新材料添加到文档中，则可以避免该问题 。
mysql如何解决幻读幻读是指：在一个事务中，读取到了其他已经提交的事务插入的数据行 。
MySQL在解决脏读、不可重复的读时候，使用了MVCC一致性视图，同时配合行锁来解决 。
至于幻读的解决方式，MySQL引入了临键锁，通过间隙锁可以避免在两个行之间插入数据 ， 从而避免了一个事务在读取的过程中，读取到其他事务插入的数据行 。
mysql 解决可提交读、可重复读、幻读这张图本人觉得总结得挺好的，在一般的互联网项目中 ， 基本上用的都是Innodb引擎，一般只涉及到的都是行级锁，但是如果sql语句中不带索引进行操作 ， 可能会导致锁表，这是不推荐的 ， 性能非常低，可能会导致全表扫描等，行锁的具体实现算法有以下几种mysql特有的锁：
Record Lock(记录锁):单个行记录的锁,一般是唯一索引或者主键上的加锁
Gap Lock(间隙锁):锁定一个区间，但是不包括自身，开区间的锁，RR级别才会有间隙锁 ， 间隙锁的唯一目的是防止区间数据的插入，所以间隙锁与间隙锁之间是不会相互阻塞的
Next-key Lock(临键锁):与间隙锁的区别是包括自身，是左开右闭区间，RR级别才会有
加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug” 。
原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock ， 希望你还记得，next-key lock 是前开后闭区间 。
原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁 。
优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁 。
优化 2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁 。
一个 bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止 。
举例来说明上述的原则：
建表
插入数据：
INSERT INTOt ( id ,c ,d ) VALUES (0, 0, 0);
INSERT INTOt ( id ,c ,d ) VALUES (5, 5, 10);
INSERT INTOt ( id ,c ,d ) VALUES (10, 10, 10);
INSERT INTOt ( id ,c ,d ) VALUES (15, 15, 15);
INSERT INTOt ( id ,c ,d ) VALUES (20, 20, 20);
INSERT INTOt ( id ,c ,d ) VALUES (25, 25, 25);
例子1：锁表
因为d字段上没有建索引，所以涉及该字段的查询加锁会锁住整个表
因为d字段上面没有建立索引 ， 所以事务1执行后会导致整个表被锁，后面所有的操作都会在等待整个表锁被释放
例子2：主键/唯一索引 记录锁
id字段为主键 ， 而且事务1查询命中了唯一的记录，默认是加Next-key Lock ， 区间是（0，5] ， 但是根据优化1，唯一索引/主键上的等值查询，会退化为行锁 ， 所以只会锁5这个记录 。
例子3：主键/唯一索引上的间隙锁
由于表 t 中没有 id=7 的记录，所以用我们上面提到的加锁规则判断一下的话：根据原则 1，加锁单位是 next-key lock，事务1加锁范围就是 (5,10]；同时根据优化 2，这是一个等值查询 (id=7)，而 id=10 不满足查询条件，next-key lock 退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是 (5,10)，所以事务2会阻塞，事务3执行成功 。
例子4：普通索引上的间隙锁
c字段是普通索引，事务1执行时默认是对区间（0,5]加间隙锁，根据优化2，非唯一索引/主键会继续向右遍历，找到10，所以最终的加锁为（0，5]的Next-Key锁 (5，10)的间隙锁 ， 所以事务2阻塞，事务3成功 。
例子5：间隙锁与行锁
事务1默认的Next-Key锁区间是(0，5],根据优化2会向右遍历，找到不满足查询条件的10，退化成间隙锁，所以事务1的锁是（0 ， 5]的Next-Key锁 (5，10)的间隙锁，这两个锁与行锁是冲突的，而事务2申请的Next-Key锁是和事务1一样，但是c=5的行锁与事务1冲突，所以产生了阻塞，如果改为update t set d=1000 where c=6;因为此时产生的间隙锁为（5，10），而间隙锁与间隙锁是不冲突的，不会产生阻塞
例子6：lock in share mode锁覆盖索引
事务1存在覆盖索引的情况，不会去回表 ， lock in share mode这种情况下只会锁c字段索引，而事务2是对主键加行锁，所以两者不存在冲突 。
例子7：主键/唯一索引上的范围查询
开始执行的时候，要找到第一个 id=10 的行，因此本该是 Next-Key Lock(5,10]，根据优化 1，主键 id 上的等值条件，退化成行锁 ， 只加了 id=10 这一行的行锁 。范围查找就往后继续找，找到 id=15 这一行停下来，因此需要加 Next-Key Lock(10,15]，所以事务3是冲突的 。
例子8：普通索引上的范围查询
开始执行时，找到第一个满足条件的行10 ， 加锁Next-Key Lock(5,10]，因为不是唯一索引，所以不会退化，继续向后面找，找到15这一行停下来，因此需要加 Next-Key Lock(10,15]，因为是范围查询，所以锁不会退化 。
快照读： 通过MVCC实现，该技术不仅可以保证innodb的可重复读，而且可以防止幻读，但是他读取的数据虽然是一致的，但是数据是历史数据 。
简单的select操作(不包括 select … lock in share mode, select … for update)
当前读： 要做到保证数据是一致的，同时读取的数据是最新的数据,innodb提供了next-key lock，即gap锁与行锁结合来实现 。
select … lock in share mode
select … for update
insert
update
delete
自己理解：
简单的select是快照读 ， 快照读实现可提交读 ， 可重复读和幻读是通过MVCC ReadView实现的,而当前读实现这几种是通过锁来实现的,为了说明具体原理,下面介绍下MVCC和ReadView概念 ， 所以简单的select是通过乐观锁实现的，当前读是通过悲观锁实现的 。
参考文章：
mysql可重复读的幻读解决方案 首先需要明确的就是“幻读”概念： 隔离级别是可重复读，在一个事务中前后两次查询，查到了其他事务insert进来的数据 。
强调的是读取到了其他事务插入进来的数据 。
下面来论证一下可重复读下幻读的解决方案
先明确一下 ， for update语法就是当前读，也就是查询当前已经提交的数据 ， 并且是带悲观锁的 。没有for update就是快照读，也就是根据readView读取的undolog中的数据 。
如果按照以上猜想，那么整个执行结果就违背了 可重复读 的隔离级别了 。
那么我们再假设select * from TABLE where d = 5 for update;这条语句锁定的是所有被扫描到的数据 。
这是因为T2阶段的update会被阻塞住，毕竟所有被扫描到的记录都被锁定了 。
按照上述推理过程 ， 很显然，即使锁定所有扫描到的数据行，也依然存在幻读的情况 。违背了 可重复读 的隔离级别 。
针对这个情况，我们要解决幻读的问题，那么就要求针对所有被扫描的记录行以及还不存在的d=5的记录行都给锁住 。
至此，当前查询结果完全满足 可重复读 的隔离级别 。
通过以上推论，我们可以总结一下，在可重复读的隔离级别下，解决幻读除了需要锁定所有扫描到的记录行外，还需要锁定行之间的间隙，也就是通过间隙锁来解决幻读的问题 。
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