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在什么情况下MySQL的可重复读隔离级别会导致幻读现象?

本文内容转载于 Mysql-可重复读的隔离级别在什么情况下会出现幻读。不过在文章内容格式上进行了优化。一、常见说法的不准确首先先说一下一些网上经常能查到的说法,有的描述和举例难以说服我,根据本文中的实

本文内容转载于 Mysql-可重复读的隔离级别在什么情况下会出现幻读。不过在文章内容格式上进行了优化。


一、常见说法的不准确

首先先说一下一些网上经常能查到的说法,有的描述和举例难以说服我,根据本文中的实践发现并不可靠。

1.1 实现可重复读的原理是,给 select 加锁。

其实不是,至少 mysqlpgoracle 不是,他们用的是 MVCC,多版本并发控制,每一行数据都有两个版本号,对应了插入是的事务版本号和删除时的事务版本号。


select 对应的是选择插入插入版本号 <= 当前事务版本号,删除版本号为空或者 > 当前事务版本号的数据。


insert 保存当前事务版本号到插入事务版本号。


delete 保存当前事务版本号到删除事务版本号。


update 对应的是旧数据行的删除版本记录当前事务的版本号,新数据行的插入版本记录当前事务的版本号。


1.2 可重复度的隔离级别不能隔绝幻读

其实不是,幻读的意思是,同一个事务中,相同条件两次读取到的数据量不一致。


有上面的原理可以发现,select 是选择插入版本小于 <= 自己的版本号,删除版本为空或者大于自己版本号的数据。


所以针对如果 事务1 中只有两次 select,事务2 在 事务1 的两次 select 之间插入了影响 select 结果的数据,事务1 的两次 select 结果是一样的。


所以 可重复读 的隔离级别不是完全不能隔离 幻读


之所以说不是完全不能,因为发现了下面的现象,会产生 幻读


那么 MySQL 默认的隔离级别——可重复读到底能不能防止幻读呢?


二、结论

先说结论,RR(可重复读) 的事务隔离级别还是会出现幻读的情况的,要分情况讨论。


有两种情况无法防止幻读:

  • 一是主动用 for share 或者 for update 这样带 select 语句, 对应下文实验中的 现象 1
  • 二是开始较早的事务更新了开始较晚但是结束较早的事务的新数据,那么开始较早的事务中会出现幻读,对应下文实验中的 现象 2

三、实验验证

实验使用 mysql 8.0.19, 事务隔离级别为 RRemployee2 表中只有一条 first_nameYishay 的数据,其中 first_name 字段有索引,事务2 总是在 事务1 sleep 的时候执行。


3.1 (现象0) : 事务1 两次 select 一样且 事务1 两次 select 间没有额外操作,可以防止幻读

解读:事务1 的两次 select 得到的结果是一样的,只有一条数据,说明默认情况下,两个 select 之前没有获取其他的锁或者进行其他操作,是可以防止幻读的,这与网上说的 RR 不能防止幻读不一样。

# 现象0 - 事务1 代码如下
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay' FOR SHARE; -- FOR UPDATE 也是一样,其中 SHARE 拿共享锁,UPDATE 拿独占锁
commit ;

# 现象0 - 事务2 代码如下
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');


3.2 (现象1) : 事务1 的第 2 次 select 要求锁,会出现幻读

解读:由于事务 1 的第二次 select 要求了锁(任何锁,共享锁或者独占做),导致select 也能使用当前读,也就读了最新(已 commit)的数据,这里已经不是无法防止幻读了,而是客户端使用的语句主动要求当前的数据,自然也必须承担幻读的风险。

# 现象1 - 事务1 代码如下
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay' FOR SHARE; # FOR UPDATE 也是一样,其中 SHARE 拿共享锁,UPDATE 拿独占锁
commit ;

# 现象1 - 事务2 代码如下
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');


3.3 (现象2) : 事务1 sleep 后进行了 update,更新 事务2 插入的数据,出现幻读

解读:事务2 在 事务1 的 update 之前执行。上面的情况中,事务1 的第一次 select 会查出只有一条数据,第二次 select 会查出有两条数据,且这两条数据,last_name 都被更新为 Tzvieli1


此时会产生幻读的情况,也就是 selectinsertupdatedelete 这三者的区别,select 是快照读,后三者是当前读,也就是在执行后面三种操作的时候,获取的是数据库中最新的数据(最新的意思是说,别的事务已经提交的数据)。


这里为什么 事务1 中的两次 select 没有按照之前的说法,用同一个事务版本号去。其实还是遵循的,假设 事务1 的事务 id 是 1,事务2 的事务 id 是 2,那么 事务2 插入的数据行,会在 事务1 执行 update 语句时被更新为新的数据行,且事务插入版本号为 1,这样在 事务1 进行第 2 次 select 的时候,就能看到之前 事务2 的插入的数据了,其实看到的是 事务1 更新后的数据。

# 现象2 - 事务1 代码如下
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
select sleep(10), now(3);
update employees2 set last_name = 'Tzvieli1' where first_name = 'Yishay'; -- 这里的 update 确实更新了数据,不能执行后不更新数据,影响的 row 大于 1
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
commit ;

# 现象2 - 事务2 代码如下
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');


3.4 (现象3) : 事务1 获取了 事务2 需要的锁,让 事务2 等待,自然也能防止幻读

如果把 现象2 中的 update 的顺序调整到 sleep 之前,事务2 将必须等待 事务1 整个事务完成,才能进行 insert 操作。


解读:在这种情况下,由于 事务2 需要等待 事务1 完成,所以能防止幻读的发生,那 事务2 需要等待 事务1 完成,显然在等待锁,它等待的是什么锁呢。


MySQL 中,默认情况下修改操作会加 Next-Key Lock 锁。


Next-Key Lock = Record Lock(索引记录的行锁) + Gap Lock(索引记录间隙锁)


间隙锁 是确保索引记录之间的间隙不变,在当前 where 条件命中的索引值的前后索引值之间的间隙不允许变更,也就是不允许导致索引 B+ 树的特定间隙变化的锁。


在这个现象中,由于 事务2 插入一条 first_name = 'Yishay' 的数据,需要变更当前 first_name 索引树种 'Yishay' 这个索引节点前后的间隙,导致它需要获取与 事务1 中 update 语句相同的锁,所以需要等待 事务1 完成。

# 现象3 - 事务1 代码如下
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
update employees2 set last_name = 'Tzvieli1' where first_name = 'Yishay'; # 在事务 2 开始之前,执行 update 语句
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Yishay';
commit ;

# 现象3 - 事务2 代码如下
insert into employees2 values (10199,'1960-09-19','Yishay','Tzvieli','M','1990-10-20');


3.5 (现象4) : Next-Key Lock 能在防止幻读的同时提高写入的效率

Next-Key Lockwhere 条件中的列完全命中索引的时候,起到了避免锁范围扩大的作用,且能防止幻读。


如果把 现象3 中的语句改成如下情况,表中本来没有 first_name = 'Hidefumi' 的记录,事务2 插入的记录 last_name 为 Caine,则 事务2 不需要等待 事务1 完成才能执行,且 事务1 不会产生幻读,也就是 事务1 中的 第 2 个 select,与第一个 select 出来的结果相同,只要一条数据。


解读:根据 现象3 中的 Next-Key Lock 的解释,只要 事务2 中插入的语句需要的锁,与 事务1 中的 Gap LockRecord Lock 不是同样的范围,则不会受到 事务1 的影响,所以在我的实验环境中,插入 first_name = 'Hidefumi' 不需要等待 事务1。

# 现象4 - 事务1 代码如下
start transaction ;
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Hidefumi' or first_name = 'Yishay';
update employees2 set last_name = 'Tzvieli1' where first_name = 'Yishay'; # 在事务 2 开始之前,执行 update 语句
select sleep(10), now(3);
select *, now(3) from employees2 where first_name = 'Hidefumi' or first_name = 'Yishay';
commit ;

# 现象4 - 事务2 代码如下
insert into employees2 values (10151,'1953-07-28','Hidefumi','Caine','G','1992-10-15');


3.6 (现象5) : where 条件索引字段,Next-Key Lock 退化为表锁,也能防止幻读

如果我们把表的 first_name 的索引去掉,仍使用 现象4 中一样的两个事务语句,则 事务2 需要等待 事务1 完成才能插入,此时也能防止幻读的发生。


说明 Next-Key Lock 在没有索引的情况下,会退化成全表的锁。但是这时候性能较差。所以生产环境尽量给 where 条件中的字段加上索引。


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gloriamm_520
这个家伙很懒,什么也没留下!
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