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mysql怎么避免幻读 mysql是如何解决幻读

IT技术事务

Mysql：RR隔离级别下的幻读众所周知，Mysql在InnoDB下有四种隔离级别：
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？----
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)
【mysql怎么避免幻读 mysql是如何解决幻读】 ----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 。
关于MySQL的幻读问题，看这一篇就够了什么是幻读mysql怎么避免幻读？
幻读指mysql怎么避免幻读的是一个事务在前后两次查询同一个范围mysql怎么避免幻读的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行 。
首先快照读是不存在幻读的，只有当前读（实时读）才存在幻读的问题 。
幻读有什么问题？
select ...for update语句就是将相应的数据行锁住 ， 但是如果存在幻读，就把for update的语义破坏了 。
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) 。间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个next-key lock是前开后闭区间。
总结
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mysql怎么避免幻读： 隔离级别是可重复读mysql怎么避免幻读，在一个事务中前后两次查询mysql怎么避免幻读，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mysql怎么避免幻读，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mysql怎么避免幻读我们再假设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?。?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 。
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mysql怎么避免幻读的，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mysql怎么避免幻读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：
关于mysql怎么避免幻读和mysql是如何解决幻读的介绍到此就结束了 ， 不知道你从中找到你需要的信息了吗 ？如果你还想了解更多这方面的信息，记得收藏关注本站 。

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