mysql中RR与幻读的相关问题

本篇文章给大家带来了关于mysql的相关知识，其中主要介绍了关于RR与幻读的相关内容，包括了MVCC原理、RR产生幻读、RR解决幻读等等内容，下面一起来看一下，希望对大家有帮助。

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一、前言

本文围绕这三个话题展开学习 RR 如何解决幻读？

• MVCC 原理

• 实验：RR 与 幻读

• 案例：死锁

先来回顾下 MySQL中 InnoDB 支持的四种事务隔离 和 并发事务所带来的一些问题：

• 读未提交：能读到一个事务的中间过程，违背了 ACID 特性，存在脏读的问题，基本不会用到。

• 读提交：表示如果其他事务已经提交，那么就可以看到。在生产环境中用的并不多。

• 可重复读：默认级别，使用最多的一种。其特点是有 Gap 锁（间隙锁）。

• 可串行化：所有的实现都是通过锁来实现的。

并发事务处理也会带来一些问题：脏读、不可重复读、幻读

• 脏读：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态。

• 不可重复读：一个事务按相同查询条件前后两次读取，读出的数据不一致（修改、删除）。

• 幻读：一个事务内按相同的查询条件重新查询数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据。

本文脉络梳理： RR 为了更快并发，引入 MVCC，但有幻读的可能，为解决幻读，引入 Gap 锁，Gap 可能造成死锁。

二、MVCC 原理

MVCC（多版本控制）： 指数据库中为了实现高并发的数据访问，对数据进行多版本处理，并通过事务的可见性来保证事务能看到自己应该看到的数据版本。

MVCC 最大的好处是读不加锁，读写不冲突。

在 OLTP (On-Line Transaction Processing)应用中，读写不冲突很重要，几乎所有 RDBMS 都支持 MVCC。

注意：MVCC 只在 读提交RC 和 可重复读RR 两种隔离级别下工作。

注意：MVCC 只在 读提交RC 和 可重复读RR 两种隔离级别下工作。

注意：MVCC 只在 读提交RC 和 可重复读RR 两种隔离级别下工作。

（1）MVCC 多版本实现

MySQL 实现 MVCC 机制的时候，是基于 undo log 多版本链条 + ReadView 机制。

• undo log 多版本链： 每一次对数据库的修改，都会在 undo log 日志中记录当前修改记录的事务号及修改前数据状态的存储地址（即 ROLL_PTR），以便在必要的时候可以回滚到老的数据版本。

• ReadView 机制： 在多版链的基础上，控制事务读取的可见性。（主要区别是：RC 和 RR）

这里不着重探究原理，但要有大概的概念：undo log 多版本链 和 ReadView 机制。

针对 undo log 多版本链，举个栗子：

• 一个读事务查询到当前记录，而最新的事务还未提交。

• 根据原子性，读事务看不到最新数据，但可以去回滚段中找到老版本的数据，这样就生成了多个版本。

针对 ReadView 机制： 基于 undo log 多版本链实现，不同事务隔离有不同处理 ：

• RC 级别的事务： 可见性比较高，它可以看到已提交的事务的所有修改。

• RR 级别的事务： 一个读事务中，不管其他事务对这些数据做了什么修改，以及是否提交，只要自己不提交，查询的数据结果就不会变。

这是如何做到的呢？

RC读提交： 每一条读操作语句都会获取一次 ReadView，每次更新之后，都会获取数据库中最新的事务提交状态，也就可以看到最新提交的事务了，即每条语句执行都会更新其可见性视图。

RR可重复读： 开启事务时不会获取 ReadView，只有发起第一个快照读时才会获取 ReadView。

如果使用当前读，都会获取新的 ReadView，也能看到更新的数据。

（2）快照读与当前读

在 MVCC 并发控制中，读操作 可以分为两类：

快照读：读取的是记录的可见版本（有可能是历史版本）， 不用加锁 。

操作：简单的 SELECT 操作。

当前读：读取的是记录的最新版本，并且当前读返回的记录，都会加锁，保证其他事务不会再并发修改这条记录。

操作：特殊读操作、新增/更新/删除操作。

-- 对应 SQL 如下： -- 1. 特殊读操作 SELECT ... FOR UPDATE SELECT ... LOCK IN SHARE MODE  -- 共享锁 -- 2. 新增：INSERT  -- 3. 更新：UPDATE -- 4. 删除：DELETE

结合 ReadView 机制来区分：快照读 和 当前读：

快照读： 在一个事务里，只有发起第一个快照读时才会获取 ReadView，之后的读操作不会再获取。

当前读： 每次读操作都会获取 ReadView。

三、实验：RR 与幻读

面试题：在 RR 事务隔离级别下，事务A查询一条数据，事务B新增一条数据，事务A能看到事务B的数据嘛？

这个问题比较模糊，但大致考察点我们知晓是 RR 与 幻读，可以将问题分为两类：

什么情况下，RR 产生幻读？（能看到数据）

答案：当前读（SELECT..FOR UDPDATE、SELECT … LOCK IN SHARE MODE）

什么情况下，RR 解决幻读？（不能看到数据）

答案：加锁、快照读

注意： 不可重复读 重点在于 UPDATA 和 DELETE，而幻读的重点在于 INSERT。

它们之间最大的区别：是如何通过锁机制来解决它们产生的问题。

这里说的锁只是使用悲观锁机制。

再来回顾下：幻读

-- 举个栗子：有这样一个查询 SQL SELECT * FROM user WHERE id < 10;

在同一个事务下，T1时刻查询出来 4 条数据，T2时刻查询出来 8 条数据。这就产生了幻读。

在同一个事务下，T1时刻查询出来 8 条数据，T2时刻查询出来 4 条数据。这就产生了幻读。

实验准备如下： 动手实践起来

show variables like 'transaction_isolation'; -- 事务隔离级别 RR select version();                            -- 版本 8.0.16 show variables like '%storage_engine%';      -- 引擎 InnoDB -- 1. 手动开启事务提交 begin;  -- 开始事务 commit; -- 提交事务 -- 2. 创建表 CREATE TABLE IF NOT EXISTS `student` ( `id` INT NOT NULL COMMENT '主键 id', `name` VARCHAR(50) NOT NULL COMMENT '名字', `age` TINYINT NOT NULL COMMENT '年龄', PRIMARY KEY (id) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_unicode_ci COMMENT '学生表'; -- 3. 新增数据用于实验 INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (5, 'kunkun', 14); INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (30, 'ikun', 18);

（1）RR 产生幻读

实验如下： 测试当前读

实验一：先 SELECT，再 SELECT … FOR UPDATE

实验二：先 SELECT，再 UPDATE （不会产生幻读）

实验一：先 SELECT，再 SELECT … FOR UPDATE

-- 事务A： BEGIN; SELECT * FROM student WHERE id < 30; SELECT * FROM student WHERE id < 30 FOR UPDATE;  -- 等待事务B commit 后再执行 -- SELECT * FROM student WHERE id < 30 LOCK IN SHARE MODE; COMMIT; -- 事务B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (20, 'wulikun', 16); COMMIT;

发生情况如下图所示：

实验记录如下图所示：

现象结论： 当使用当前读（SELECT … FOR UPDATE）会产生幻读。

同样使用 SELECT … LOCK IN SHARE MODE; 会产生幻读。

实验二：先 SELECT，再 UPDATE

-- 事务A： BEGIN; SELECT * FROM student WHERE id < 30; UPDATE student SET name = 'zhiyin' WHERE id = 5;  -- 等待事务B commit 后再执行 SELECT * FROM student WHERE id < 30; COMMIT; -- 事务B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (20, 'wulikun', 16); COMMIT;

发生情况如下图所示：

实验记录如下图所示：

现象结论： 当前读（UPDATE）不会产生幻读。同样 INSERT / DELETE 均不会。

（2）RR 解决幻读

实验如下：

• 实验一：快照读

• 实验二：加锁（更新不存在的记录）

• 实验三：加锁（SELECT … FOR UPDATE）

实验一：快照读，普通 SELECT

-- 事务A： BEGIN; SELECT * FROM student; SELECT * FROM student;  -- 等待事务B commit 后再执行 COMMIT; -- 事务B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (20, 'wulikun', 16); COMMIT;

发生情况如下图所示：

实验记录如下图所示：

现象结论： 在 RR 事务隔离级别下，只有快照读（SELECT）不会出现幻读。没有当前读。

实验二：加锁 ，(更新不存在的记录)

在 RR 隔离级别下，事务 A 使用 UPDATE 加锁，事务 B 无法在这之间插入新数据，这样事务 A在 UPDATE 前后读的数据保持一致，避免了幻读。

-- 事务A： BEGIN; SELECT * FROM student; UPDATE student SET name = 'wulikunkun' WHERE id = 18; -- 记录不存在，产生间隙锁 (5, 30)。 COMMIT; -- 事务B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (10, 'zhiyin', 16); -- 需要等待事务A结束。 COMMIT; -- 事务C： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (40, 'zhiyin你太美', 32); COMMIT; -- 查询数据库中当前有哪些锁 SELECT INDEX_NAME,LOCK_TYPE,LOCK_MODE,LOCK_STATUS,LOCK_DATA FROM performance_schema.data_locks;

发生情况如下图所示：

实验记录如下图所示：

现象结论：

一开始先加 临键锁Next-key lock，锁范围为 (5,30]。

因为是唯一索引，且更新的记录不存在，临键锁退化成 间隙锁Gap，最终锁范围为 (5,30)。其余的记录不受影响。

实验三：加锁（SELECT … FOR UPDATE）

-- 事务A： BEGIN; SELECT * FROM student; SELECT * FROM student WHERE id < 5 FOR UPDATE; COMMIT; -- 事务B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (4, 'zhiyin', 4); -- 需要等待事务A结束。 COMMIT; -- 事务C： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (5, 'zhiyin你太美', 32); -- 插入成功 COMMIT; -- 查询数据库中当前有哪些锁 SELECT INDEX_NAME,LOCK_TYPE,LOCK_MODE,LOCK_STATUS,LOCK_DATA FROM performance_schema.data_locks;

发生情况如下图所示：

实验记录如下图所示：

现象结论：

先加 临键锁Next-key lock，锁范围为 (-∞,5]。

所以，id < 5 和 id = 5 的数据都插入不进去。

拓展：Gap 锁（间隙锁）

根据 官方文档 可知：

• 锁是加在索引上的。

• 记录锁： 行锁，只会锁定一条记录。

• 间隙锁 ：是在索引记录之间的间隙上的锁，区间为前开后开 (,)。

• 临键锁（Next-Key Lock）： 由 记录锁 和 间隙锁Gap 组合起来。

• 加锁的基本单位是 临键锁，其加锁区间为前开后闭 (,]。

• 索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，如果满足条件，临键锁 退化为 行锁。

• 索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，如果不满足条件，临键锁 退化为 间隙锁。注意，非等值查询是不会优化的。

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