本篇文章給大家帶來了關于mysql的相關知識，其中主要介紹了關于RR與幻讀的相關內容，包括了MVCC原理、RR產生幻讀、RR解決幻讀等等內容，下面一起來看一下，希望對大家有幫助。

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一、前言

本文圍繞這三個話題展開學習 RR 如何解決幻讀？

• MVCC 原理

• 實驗：RR 與 幻讀

• 案例：死鎖

先來回顧下 MySQL中 InnoDB 支持的四種事務隔離 和 并發事務所帶來的一些問題：

• 讀未提交：能讀到一個事務的中間過程，違背了 ACID 特性，存在臟讀的問題，基本不會用到。

• 讀提交：表示如果其他事務已經提交，那么就可以看到。在生產環境中用的并不多。

• 可重復讀：默認級別，使用最多的一種。其特點是有 Gap 鎖（間隙鎖）。

• 可串行化：所有的實現都是通過鎖來實現的。

并發事務處理也會帶來一些問題：臟讀、不可重復讀、幻讀

• 臟讀：一個事務正在對一條記錄做修改，在這個事務完成并提交前，這條記錄的數據就處于不一致狀態。

• 不可重復讀：一個事務按相同查詢條件前后兩次讀取，讀出的數據不一致（修改、刪除）。

• 幻讀：一個事務內按相同的查詢條件重新查詢數據，卻發現其他事務插入了滿足其查詢條件的新數據。

本文脈絡梳理： RR 為了更快并發，引入 MVCC，但有幻讀的可能，為解決幻讀，引入 Gap 鎖，Gap 可能造成死鎖。

二、MVCC 原理

MVCC（多版本控制）： 指數據庫中為了實現高并發的數據訪問，對數據進行多版本處理，并通過事務的可見性來保證事務能看到自己應該看到的數據版本。

MVCC 最大的好處是讀不加鎖，讀寫不沖突。

在 OLTP (On-Line Transaction Processing)應用中，讀寫不沖突很重要，幾乎所有 RDBMS 都支持 MVCC。

注意：MVCC 只在 讀提交RC 和 可重復讀RR 兩種隔離級別下工作。

注意：MVCC 只在 讀提交RC 和 可重復讀RR 兩種隔離級別下工作。

注意：MVCC 只在 讀提交RC 和 可重復讀RR 兩種隔離級別下工作。

（1）MVCC 多版本實現

MySQL 實現 MVCC 機制的時候，是基于 undo log 多版本鏈條 + ReadView 機制。

• undo log 多版本鏈： 每一次對數據庫的修改，都會在 undo log 日志中記錄當前修改記錄的事務號及修改前數據狀態的存儲地址（即 ROLL_PTR），以便在必要的時候可以回滾到老的數據版本。

• ReadView 機制： 在多版鏈的基礎上，控制事務讀取的可見性。（主要區別是：RC 和 RR）

這里不著重探究原理，但要有大概的概念：undo log 多版本鏈 和 ReadView 機制。

針對 undo log 多版本鏈，舉個栗子：

• 一個讀事務查詢到當前記錄，而最新的事務還未提交。

• 根據原子性，讀事務看不到最新數據，但可以去回滾段中找到老版本的數據，這樣就生成了多個版本。

針對 ReadView 機制： 基于 undo log 多版本鏈實現，不同事務隔離有不同處理 ：

• RC 級別的事務： 可見性比較高，它可以看到已提交的事務的所有修改。

• RR 級別的事務： 一個讀事務中，不管其他事務對這些數據做了什么修改，以及是否提交，只要自己不提交，查詢的數據結果就不會變。

這是如何做到的呢？

RC讀提交： 每一條讀操作語句都會獲取一次 ReadView，每次更新之后，都會獲取數據庫中最新的事務提交狀態，也就可以看到最新提交的事務了，即每條語句執行都會更新其可見性視圖。

RR可重復讀： 開啟事務時不會獲取 ReadView，只有發起第一個快照讀時才會獲取 ReadView。

如果使用當前讀，都會獲取新的 ReadView，也能看到更新的數據。

（2）快照讀與當前讀

在 MVCC 并發控制中，讀操作 可以分為兩類：

快照讀：讀取的是記錄的可見版本（有可能是歷史版本）， 不用加鎖 。

操作：簡單的 SELECT 操作。

當前讀：讀取的是記錄的最新版本，并且當前讀返回的記錄，都會加鎖，保證其他事務不會再并發修改這條記錄。

操作：特殊讀操作、新增/更新/刪除操作。

-- 對應 SQL 如下： -- 1. 特殊讀操作 SELECT ... FOR UPDATE SELECT ... LOCK IN SHARE MODE  -- 共享鎖 -- 2. 新增：INSERT  -- 3. 更新：UPDATE -- 4. 刪除：DELETE

結合 ReadView 機制來區分：快照讀 和 當前讀：

快照讀： 在一個事務里，只有發起第一個快照讀時才會獲取 ReadView，之后的讀操作不會再獲取。

當前讀： 每次讀操作都會獲取 ReadView。

三、實驗：RR 與幻讀

面試題：在 RR 事務隔離級別下，事務A查詢一條數據，事務B新增一條數據，事務A能看到事務B的數據嘛？

這個問題比較模糊，但大致考察點我們知曉是 RR 與 幻讀，可以將問題分為兩類：

什么情況下，RR 產生幻讀？（能看到數據）

答案：當前讀（SELECT..FOR UDPDATE、SELECT … LOCK IN SHARE MODE）

什么情況下，RR 解決幻讀？（不能看到數據）

答案：加鎖、快照讀

注意： 不可重復讀 重點在于 UPDATA 和 DELETE，而幻讀的重點在于 INSERT。

它們之間最大的區別：是如何通過鎖機制來解決它們產生的問題。

這里說的鎖只是使用悲觀鎖機制。

再來回顧下：幻讀

-- 舉個栗子：有這樣一個查詢 SQL SELECT * FROM user WHERE id < 10;

在同一個事務下，T1時刻查詢出來 4 條數據，T2時刻查詢出來 8 條數據。這就產生了幻讀。

在同一個事務下，T1時刻查詢出來 8 條數據，T2時刻查詢出來 4 條數據。這就產生了幻讀。

實驗準備如下： 動手實踐起來

show variables like 'transaction_isolation'; -- 事務隔離級別 RR select version();                            -- 版本 8.0.16 show variables like '%storage_engine%';      -- 引擎 InnoDB -- 1. 手動開啟事務提交 begin;  -- 開始事務 commit; -- 提交事務 -- 2. 創建表 CREATE TABLE IF NOT EXISTS `student` ( `id` INT NOT NULL COMMENT '主鍵 id', `name` VARCHAR(50) NOT NULL COMMENT '名字', `age` TINYINT NOT NULL COMMENT '年齡', PRIMARY KEY (id) ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_unicode_ci COMMENT '學生表'; -- 3. 新增數據用于實驗 INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (5, 'kunkun', 14); INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (30, 'ikun', 18);

（1）RR 產生幻讀

實驗如下： 測試當前讀

實驗一：先 SELECT，再 SELECT … FOR UPDATE

實驗二：先 SELECT，再 UPDATE （不會產生幻讀）

實驗一：先 SELECT，再 SELECT … FOR UPDATE

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

發生情況如下圖所示：

實驗記錄如下圖所示：

現象結論： 當使用當前讀（SELECT … FOR UPDATE）會產生幻讀。

同樣使用 SELECT … LOCK IN SHARE MODE; 會產生幻讀。

實驗二：先 SELECT，再 UPDATE

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

發生情況如下圖所示：

實驗記錄如下圖所示：

現象結論： 當前讀（UPDATE）不會產生幻讀。同樣 INSERT / DELETE 均不會。

（2）RR 解決幻讀

實驗如下：

• 實驗一：快照讀

• 實驗二：加鎖（更新不存在的記錄）

• 實驗三：加鎖（SELECT … FOR UPDATE）

實驗一：快照讀，普通 SELECT

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

發生情況如下圖所示：

實驗記錄如下圖所示：

現象結論： 在 RR 事務隔離級別下，只有快照讀（SELECT）不會出現幻讀。沒有當前讀。

實驗二：加鎖 ，(更新不存在的記錄)

在 RR 隔離級別下，事務 A 使用 UPDATE 加鎖，事務 B 無法在這之間插入新數據，這樣事務 A在 UPDATE 前后讀的數據保持一致，避免了幻讀。

-- 事務A： BEGIN; SELECT * FROM student; UPDATE student SET name = 'wulikunkun' WHERE id = 18; -- 記錄不存在，產生間隙鎖 (5, 30)。 COMMIT; -- 事務B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (10, 'zhiyin', 16); -- 需要等待事務A結束。 COMMIT; -- 事務C： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (40, 'zhiyin你太美', 32); COMMIT; -- 查詢數據庫中當前有哪些鎖 SELECT INDEX_NAME,LOCK_TYPE,LOCK_MODE,LOCK_STATUS,LOCK_DATA FROM performance_schema.data_locks;

發生情況如下圖所示：

實驗記錄如下圖所示：

現象結論：

一開始先加 臨鍵鎖Next-key lock，鎖范圍為 (5,30]。

因為是唯一索引，且更新的記錄不存在，臨鍵鎖退化成 間隙鎖Gap，最終鎖范圍為 (5,30)。其余的記錄不受影響。

實驗三：加鎖（SELECT … FOR UPDATE）

-- 事務A： BEGIN; SELECT * FROM student; SELECT * FROM student WHERE id < 5 FOR UPDATE; COMMIT; -- 事務B： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (4, 'zhiyin', 4); -- 需要等待事務A結束。 COMMIT; -- 事務C： BEGIN; INSERT INTO student (id, name, age) VALUES (5, 'zhiyin你太美', 32); -- 插入成功 COMMIT; -- 查詢數據庫中當前有哪些鎖 SELECT INDEX_NAME,LOCK_TYPE,LOCK_MODE,LOCK_STATUS,LOCK_DATA FROM performance_schema.data_locks;

發生情況如下圖所示：

實驗記錄如下圖所示：

現象結論：

先加 臨鍵鎖Next-key lock，鎖范圍為 (-∞,5]。

所以，id < 5 和 id = 5 的數據都插入不進去。

拓展：Gap 鎖（間隙鎖）

根據 官方文檔 可知：

• 鎖是加在索引上的。

• 記錄鎖： 行鎖，只會鎖定一條記錄。

• 間隙鎖 ：是在索引記錄之間的間隙上的鎖，區間為前開后開 (,)。

• 臨鍵鎖（Next-Key Lock）： 由 記錄鎖 和 間隙鎖Gap 組合起來。

• 加鎖的基本單位是 臨鍵鎖，其加鎖區間為前開后閉 (,]。

• 索引上的等值查詢，給唯一索引加鎖的時候，如果滿足條件，臨鍵鎖 退化為 行鎖。

• 索引上的等值查詢，給唯一索引加鎖的時候，如果不滿足條件，臨鍵鎖 退化為 間隙鎖。注意，非等值查詢是不會優化的。

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