20 幻读是什么,幻读有什么问题?

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篇首语:本文由小常识网(cha138.com)小编为大家整理,主要介绍了20 幻读是什么,幻读有什么问题?相关的知识,希望对你有一定的参考价值。

例子:

CREATE TABLE `t20` (

  `id` int(11) NOT NULL,

  `c` int(11) DEFAULT NULL,

  `d` int(11) DEFAULT NULL,

  PRIMARY KEY (`id`),

  KEY `c` (`c`)

) ENGINE=InnoDB;

 

insert into t20 values(0,0,0),(5,5,5),

(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

select * from t20;

幻读是什么?

 

SESSION A

SESSION B

SESSION C

T1

begin;

select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/

result:(5,5,5)

 

 

T2

 

update t20 set d=5 where id=0;

 

T3

select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/

result:(0,0,5),(5,5,5)

 

 

T4

 

 

insert into t20

values(1,1,5);

T5

select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/

result:(0,0,5),(1,1,5),(5,5,5)

 

 

T6

commit;

 

 

                                    假设只在id=5这一行加行锁

 

可以看到,session A里执行了3次查询,分别是Q1Q2Q3,他们的sql语句相同,都是select * from t20 where d=5 for update。这个语句应该很清楚了,

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sql语句,分别回返回什么结果。

  1. Q1只返回id=5这一行;
  2. T2时刻,session Bid=0这一行的d值改成了5,因此T3时刻Q2查出来的是id=0id=5的这两行。
  3. T4时刻,session C又插入了一行(1,1,5),因此T5时刻Q3查询出的是id=0id=1id=5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,幻读是指在同一个事务中,前后两个相同的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

这里,需要对”幻读”做一个说明

  1. rr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

根据事务的可见性规则来分析,上面的三个查询都加了for update,都是当前读。而根据当前读的规则,就是要能读到所有已经提交的记录的最新值。

并且session Bsession C的两条语句,执行后就会提交,所以Q2Q3看到就应该是两个事务的操作结果。

但是,这是不是真的没有问题呢?

不,这里是有问题的

幻读有什么问题?

首先语义上的,SESSION AT1时刻就声明了,我要把所有d=5的行锁住,不准别的进行读写操作,而实际上,这个语义被破坏了。

 

SESSION A

SESSION B

SESSION C

T1

begin;

select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/

 

 

T2

 

update t20 set d=5 where id=0;

update t20 set c=5 where id=0;

 

T3

select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/

 

 

T4

 

 

insert into

t20 values(1,1,5);

update t20 set c=5

where id=1;

T5

select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/

 

 

T6

commit;

 

 

SESSION B的第二条语句update t20 set c=5 where id=0的语义是我把id=0d=5的这一会的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 BT2时刻,是可以执行这两条update的语句,这样,就破坏了session AQ1语句要锁住所有d=5的行的加锁声明。

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,在session AT1时刻加上一个更新语句:

 

SESSION A

SESSION B

SESSION C

T1

begin;

select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/

update t20 set d=100 where d=5;

 

 

T2

 

update t20 set d=5 where id=0;

update t20 set c=5 where id=0;

 

T3

select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/

 

 

T4

 

 

insert into

t20 values(1,1,5);

update t20 set c=5

where id=1;

T5

select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/

 

 

T6

commit;

 

 

-update的加锁语义和select ... for update是一致的,所以这时候加上这条update语句很合理。Session A声明说要给d=5的语句加锁锁,就是为了要更新数据,新加的这条update就是把它认为加上了锁的这一行的d值修改成100.

现在,我们来分析一下图3执行完成后,数据库是什么结果

1 经过T1时刻,id=5这一行变成(5,5,100),当然这个结果最终在T6时刻正是提交的

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。

这时候看数据也没啥问题,我们看看这个时候的binlog内容。

1 T2时刻,session B事务提交了,写入了两条语句

2 T4时刻,session C事务提交了,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。放一起的话。

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*/

这个时候应该出问题了,这个语句序列,不论是拿到备库去执行,还是以后用binlog来恢复,这3行的结果,都变成了(0,5,100),(1,5,100)(5,5,100)

也就是id=0id=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,在想一想,这个数据不一致是怎么引入的

分析知道,这是我们假设”select * from t20 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,上面的设计是不合理的。

那怎么改呢?我们把扫描过程中碰到的行,都加上写锁,再来看看执行效果

 

SESSION A

SESSION B

SESSION C

T1

begin;

select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/

update t20 set d=100 where d=5;

 

 

T2

 

update t20 set d=5 where id=0;

(blocked)

update t20 set c=5 where id=0;

 

T3

select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/

 

 

T4

 

 

insert into

t20 values(1,1,5);

update t20 set c=5

where id=1;

T5

select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/

 

 

T6

commit;

 

 

由于session A把所有的行都加了写锁,所以session B在执行第一个udpate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。

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这一行的最终结果是(0,5,5),所以,id=0这一行的问题解决了。

但同时你也可以看到,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),也就说幻读的问题还没有解决。

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问题。

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

innodb,我们看是怎么解决幻读问题的

 

如何解决幻读?

现在知道,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引入了新的锁,也即是间隙锁(gap lock)

顾名思义,间隙锁,锁的就是两个值之间的空隙。

这样,当执行select * from t20 where d=5 for update的时候,就不止给数据库已有的6行记录加上了行锁,还同时加了7个间隙锁,这样就确保无法在插入新的记录。

也就是说这时候,在一行扫描的过程中,不仅将给行上加了行锁,还给行两边的空隙,也加上了间隙锁。

现在你知道了,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。但是间隙锁跟我们碰到过的锁都不太一样。

比如行锁,分读锁和写锁

 

 

读锁

写锁

读锁

兼容

冲突

写锁

冲突

冲突

 

也就说,跟行锁冲突关系的是”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是不存在冲突关系的。

 

SESSION A

SESSION B

begin;

select * from t20 where c=7 lock in share mode;

 

 

begin;

select * from t20 where c=7 for update;

 

这里session B并不会被锁住,因为表t20里并没有c=7这个记录,因此session A加的是间隙锁(5,10),session B也是在这个间隙加的间隙锁,它们的共同目标,即:保护这个间隙,不允许插入值,但,它们之间是不冲突的

间隙锁和行锁合称为next- key lock,每个next-key lock是前开后闭区间。也就是说,我们的表t20初始化后,如果用select * from t20 for update,要把整个表所有记录锁起来,

就形成了7next-key lock,分别是(-,0],(0,5],(5,10],(10,15],(15,20],(20,25],(25,+supernum].

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

 

SESSION A

SESSION B

begin;

select * from t20 where id=9 for update;

 

 

begin;

select * from t20 where id=9 for update;

 

insert into t20 values (9,9,9); (blocked)

insert into t20 values(9,9,9);

ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

 

 技术分享图片

 

LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
2019-01-04 17:03:20 7f662466a700
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 5580608, ACTIVE 17 sec inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 3 lock struct(s), heap size 376, 2 row lock(s)
MySQL thread id 18034, OS thread handle 0x7f6623fd0700, query id 637155 127.0.0.1 system update
insert into t20 values (9,9,9)
*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 1276 page no 3 n bits 80 index `PRIMARY` of table `test`.`t20` trx id 5580608 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000053c93a; asc    S :;;
 2: len 7; hex 6e000002620570; asc n   b p;;
 3: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 4: len 4; hex 8000000a; asc     ;;

*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 5580596, ACTIVE 20 sec inserting
mysql tables in use 1, locked 1
3 lock struct(s), heap size 376, 2 row lock(s)
MySQL thread id 18046, OS thread handle 0x7f662466a700, query id 637171 127.0.0.1 system update
insert into t20 values (9,9,9)
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 1276 page no 3 n bits 80 index `PRIMARY` of table `test`.`t20` trx id 5580596 lock_mode X locks gap before rec
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000053c93a; asc    S :;;
 2: len 7; hex 6e000002620570; asc n   b p;;
 3: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 4: len 4; hex 8000000a; asc     ;;

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 1276 page no 3 n bits 80 index `PRIMARY` of table `test`.`t20` trx id 5580596 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 1: len 6; hex 00000053c93a; asc    S :;;
 2: len 7; hex 6e000002620570; asc n   b p;;
 3: len 4; hex 8000000a; asc     ;;
 4: len 4; hex 8000000a; asc     ;;

*** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)
------------

死锁分析:

1 session A执行select ... for update,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,同样会加上间隙锁(5,10),间隙锁之间并不冲突,因此这个会执行成功。

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的间隙挡住了。

至此,两个session进入互相等待状态,形成了死锁,当然,innodb的死锁检测马上发现这对死锁关系,让session Ainsert语句报错返回了。

现在知道,间隙锁的引入,可能会导致同样的语句锁住更大的范围,这其实是影响并发的,其实,这还只是一个简单的例子。下一篇会有更多的例子

小结

提到全表扫描的加锁方式,我们发现即使给所有行加上行锁,仍然无法解决幻读的问题,因此引入了间隙锁的概念。

思考题

SESSION A

SESSION B

SESSION C

begin;

select * from t20 where c>=15 and c<=20 order by c desc for update;

 

 

 

insert into t20

values(11,11,11);

 

 

 

insert into t20 values(6,6,6);

 

这里的session Bsession Cinsert语句会进入到什么状态

 

以上是关于20 幻读是什么,幻读有什么问题?的主要内容,如果未能解决你的问题,请参考以下文章

20 | 幻读是什么,幻读有什么问题?

幻读是啥, 幻读有啥问题

幻读是什么?幻读有什么问题

不可重复读和幻读有啥区别?

关于MySQL的幻读问题,看这一篇就够了

幻读是什么,什么隔离级别可以解决幻读