MySQL 是如何解決幻讀的

MySQL 是如何解決幻讀的

1、什麼是幻讀

在一次事務裏面，屢次查詢以後，結果集的個數不一致的狀況叫作幻讀。

而多出來或者少的哪一行被叫作 幻行

2、爲何要解決幻讀

在高併發數據庫系統中，須要保證事務與事務之間的隔離性，還有事務自己的一致性。

3、MySQL 是如何解決幻讀的

若是你看到了這篇文章，那麼我會默認你瞭解了 髒讀 、不可重複讀與可重複讀。

1. 多版本併發控制（MVCC）（快照讀/一致性讀）

多數數據庫都實現了多版本併發控制，而且都是靠保存數據快照來實現的。

以 InnoDB 爲例，每一行中都冗餘了兩個字斷。一個是行的建立版本，一個是行的刪除（過時）版本。

具體的版本號（trx_id）存在 information_schema.INNODB_TRX 表中。

版本號（trx_id）隨着每次事務的開啓自增。

事務每次取數據的時候都會取建立版本小於當前事務版本的數據，以及過時版本大於當前版本的數據。

普通的 select 就是快照讀。

select * from T where number = 1;

原理：將歷史數據存一份快照，因此其餘事務增長與刪除數據，對於當前事務來講是不可見的。

2. next-key 鎖 （當前讀）

next-key 鎖包含兩部分

• 記錄鎖（行鎖）
• 間隙鎖

記錄鎖是加在索引上的鎖，間隙鎖是加在索引之間的。（思考：若是列上沒有索引會發生什麼？）

select * from T where number = 1 for update;
select * from T where number = 1 lock in share mode;
insert
update
delete

原理：將當前數據行與上一條數據和下一條數據之間的間隙鎖定，保證此範圍內讀取的數據是一致的。

其餘：MySQL InnoDB 引擎 RR 隔離級別是否解決了幻讀

引用一個 github 上面的評論 地址：

Mysql官方給出的幻讀解釋是：只要在一個事務中，第二次select多出了row就算幻讀。
a事務先select，b事務insert確實會加一個gap鎖，可是若是b事務commit，這個gap鎖就會釋放（釋放後a事務能夠隨意dml操做），a事務再select出來的結果在MVCC下還和第一次select同樣，接着a事務不加條件地update，這個update會做用在全部行上（包括b事務新加的），a事務再次select就會出現b事務中的新行，而且這個新行已經被update修改了，實測在RR級別下確實如此。

若是這樣理解的話，Mysql的RR級別確實防不住幻讀

有道友回覆 地址：

在快照讀讀狀況下，mysql經過mvcc來避免幻讀。
在當前讀讀狀況下，mysql經過next-key來避免幻讀。
select * from t where a=1;屬於快照讀
select * from t where a=1 lock in share mode;屬於當前讀

不能把快照讀和當前讀獲得的結果不同這種狀況認爲是幻讀，這是兩種不一樣的使用。因此我認爲mysql的rr級別是解決了幻讀的。

先說結論，MySQL 存儲引擎 InnoDB 隔離級別 RR 解決了幻讀問題。

如引用一問題所說，T1 select 以後 update，會將 T2 中 insert 的數據一塊兒更新，那麼認爲多出來一行，因此防不住幻讀。看着說法無懈可擊，可是實際上是錯誤的，InnoDB 中設置了 快照讀 和 當前讀 兩種模式，若是隻有快照讀，那麼天然沒有幻讀問題，可是若是將語句提高到當前讀，那麼 T1 在 select 的時候須要用以下語法： select * from t for update (lock in share mode) 進入當前讀，那麼天然沒有 T2 能夠插入數據這一回事兒了。

注意

1. next-key 當然很好的解決了幻讀問題，可是仍是遵循通常的定律，隔離級別越高，併發越低。