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前言

MySQL InnoDB 引擎的默认隔离级别虽然是「可重复读」，但是它很大程度上避免幻读现象（并不是完全解决了），解决的方案有两种：

• 针对快照读（普通 select 语句），是通过 MVCC 方式解决了幻读，因为可重复读隔离级别下，事务执行过程中看到的数据，一直跟这个事务启动时看到的数据是一致的，即使中途有其他事务插入了一条数据，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。
• 针对当前读（select … for update 等语句），是通过 next-key lock（记录锁+间隙锁）方式解决了幻读，因为当执行 select … for update 语句的时候，会加上 next-key lock，如果有其他事务在 next-key lock 锁范围内插入了一条记录，那么这个插入语句就会被阻塞，无法成功插入，所以就很好了避免幻读问题。

这两个解决方案是很大程度上解决了幻读现象，但是还是有个别的情况造成的幻读现象是无法解决的。

一、什么是幻读？

首先来看看 MySQL 文档是怎么定义幻读（Phantom Read）的:

The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times. For example, if a SELECT is executed twice, but returns a row the second time that was not returned the first time, the row is a “phantom” row.

翻译：当同一个查询在不同的时间产生不同的结果集时，事务中就会出现所谓的幻象问题。例如，如果 SELECT 执行了两次，但第二次返回了第一次没有返回的行，则该行是“幻像”行。

举个例子，假设一个事务在 T1 时刻和 T2 时刻分别执行了下面查询语句，途中没有执行其他语句：

SELECT * FROM t_test WHERE id > 100;

只要 T1 和 T2 时刻执行产生的结果集是不相同的，那就发生了幻读的问题，比如：

• T1 时间执行的结果是有 5 条行记录，而 T2 时间执行的结果是有 6 条行记录，那就发生了幻读。
• T1 时间执行的结果是有 5 条行记录，而 T2 时间执行的结果是有 4 条行记录，也是发生了幻读。

二、快照读是如何避免幻读的？

可重复读隔离级是由 MVCC（多版本并发控制）实现的，实现的方式是开始事务后（执行 begin 语句后），在执行第一个查询语句后，会创建一个 Read View，后续的查询语句利用这个 Read View，通过这个 Read View 就可以在 undo log 版本链找到事务开始时的数据，所以事务过程中每次查询的数据都是一样的，即使中途有其他事务插入了新纪录，是查询不出来这条数据的，所以就很好了避免幻读问题。

做个实验，数据库表 t_stu 如下，其中 id 为主键。

然后在可重复读隔离级别下，有两个事务的执行顺序如下：

从这个实验结果可以看到，即使事务 B 中途插入了一条记录，事务 A 前后两次查询的结果集都是一样的，并没有出现所谓的幻读现象。

三、当前读是如何避免幻读的？

MySQL 里除了普通查询是快照读，其他都是当前读，比如 update、insert、delete，这些语句执行前都会查询最新版本的数据，然后再做进一步的操作。

这很好理解，假设你要 update 一个记录，另一个事务已经 delete 这条记录并且提交事务了，这样不是会产生冲突吗，所以 update 的时候肯定要知道最新的数据。

另外，select … for update 这种查询语句是当前读，每次执行的时候都是读取最新的数据。

接下来，我们假设select … for update当前读是不会加锁的（实际上是会加锁的），在做一遍实验。

这时候，事务 B 插入的记录，就会被事务 A 的第二条查询语句查询到（因为是当前读），这样就会出现前后两次查询的结果集合不一样，这就出现了幻读。

所以，Innodb 引擎为了解决「可重复读」隔离级别使用「当前读」而造成的幻读问题，就引出了间隙锁。

假设，表中有一个范围 id 为（3，5）间隙锁，那么其他事务就无法插入 id = 4 这条记录了，这样就有效的防止幻读现象的发生。

举个具体例子，场景如下：

事务 A 执行了这面这条锁定读语句后，就在对表中的记录加上 id 范围为 (2, +∞] 的 next-key lock（next-key lock 是间隙锁+记录锁的组合）。

然后，事务 B 在执行插入语句的时候，判断到插入的位置被事务 A 加了 next-key lock，于是事物 B 会生成一个插入意向锁，同时进入等待状态，直到事务 A 提交了事务。这就避免了由于事务 B 插入新记录而导致事务 A 发生幻读的现象。

四、幻读被完全解决了吗？

场景1

下面是一个幻读的场景，依序号执行操作：

这是因为操作7是一个当前读，而当前读都是读取到的最新的数据，所以客户端2在事务中提交的数据可以被看到，发生了幻读！

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场景2

下面也是一个幻读的场景，依序号进行操作：

对于操作三，我们先查询 id=5 的数据，发现没有，然后再通过客户端提交一个插入 id=5 的事务，这是我们进行操作六，发现查询不到数据，但是却能更新，而更新后就能查到了！

这是一个匪夷所思的现象！我们试着分析一下原因：

在可重复读隔离级别下，事务 A 第一次执行普通的 select 语句时生成了一个 ReadView，之后事务 B 向表中新插入了一条 id = 5 的记录并提交。接着，事务 A 对 id = 5 这条记录进行了更新操作，在这个时刻，这条新记录的 trx_id 隐藏列的值就变成了事务 A 的事务 id（此时trx_id和ReadView中的creator_trx_id相同，表示当前存在它自己修改过的记录，所以这条记录可以被获取），之后事务 A 再使用普通 select 语句去查询这条记录时就可以看到这条记录了，于是就发生了幻读。

用到的规则如下（上述规则出自《資料庫解剖學:從內部深解MySQL運作原理》）：

对应源码可以证明规则1：

下面的例子可以验证上述规则1：

总结

上面两种场景可以总结为一种情况，那就是先进行快照读，再插入，然后执行当前读，比如 update、insert、delete、select…lock in share mode (共享读锁)、select…for update等操作时，会读取到最新的数据，所以会出现幻读。

要避免这类特殊场景下发生幻读的现象的话，就是尽量在开启事务之后，马上执行 select … for update 这类当前读的语句，因为它会对记录加 next-key lock，从而避免其他事务插入一条新记录。