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所谓幻读，即一个事务在前后两次查询归并个规模的期间，后一次查询看到了前一次查询莫得看到的行，这个回话揣测大伙儿也曾背烂了，然而它具体有什么后果呢?为什么会被 MySQL 单独拎出来措置呢?MySQL 又是如何措置的呢?

现时读和快照读

在了解幻读以及 MySQL 是如何措置幻读这个问题前，咱们需要知说念，什么是现时读、什么是快照读。

快照读：读取快照中的数据，不需要进行加锁。看到快照这两个字，列位细目随即就思到 MVCC 了，是这么，MVCC 作用于读取已提交和可叠加读(默许)这两个阻碍级别，这俩阻碍级别下的世俗 select 操作即是快照读 现时读：读取的是最新版块的数据， 况且对读取的纪录加锁， 艰涩其他事务同期变嫌疏通纪录，幸免出现安全问题。

除了读取已提交和可叠加读这俩阻碍级别下的世俗 select 操作，其余操作王人是现时读：

select...lock 澳门六合彩彩票网in share mode (分享读锁) select...for update update， delete， insert 

举个例子，来直不雅感受下快照读和现时读，以可叠加读阻碍级别为例，假定咱们面前有一张 user 表，有如下的数据：

开启两个事务：

卡斯蒂列霍表示道：“兄弟，祝你好运。你将在最好的俱乐部继续成长，享受狂热的米兰球迷，以及对于红黑军团的热爱吧。”

对核查发现的问题，要求地方和高校立查立改、及时纠正；对经核实存在虚假签约、虚假证明等违规行为的，责成有关部门依规依纪严肃处理，并追究相关高校和人员责任，切实维护高校毕业生就业合法权益。

事务 1 先来个快照读望望：

没特地，很平方。

事务 2 修改 age = 99，然后提交：

你猜，这期间，事务 1 快照读出来的数据应该是若干?

是的，仍然是旧数据：

那事务 1 “现时读” 出来的数据细目是最新的了：

幻读到底有什么问题

所谓幻读，即一个事务在前后两次查询归并个规模的期间，后一次查询看到了前一次查询莫得看到的行。

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在可叠加读阻碍级别下，世俗的查询是快照读，现局势务是不会看到别的事务插入的数据的。因此，幻读问题在 “现时读” 下才会出现。

也有好多的著作说用 MVCC 来措置 "快照读" 下的幻读问题，我以为没必要纠结吧，甚而可能口试官更可能同意听到 MVCC 的旨趣。

不外，话说追念，莫得 MVCC 机制，哪来快照读这个东西?

那么，幻读到底有什么问题?它具体有什么后果呢?

未几鬼话，平直上例子：

咱们有一张表 user(id， username， age)，也曾有两条数据 (1， "Jack"， 20)， (2， "Tom"， 18)

有如下三个事务：

人所共知，select for update 语句会加行锁，假定，可贵这里是假定奥!!!假定事务 1 的 select * from user where name = 'Jack' for update 只在 id = 1 的这一溜上加行锁

不错看到，事务 1 奉行了三次查询，王人是要查出 name = "Jack" 的纪录行。可贵咱们假定这里只在 name = 'Jack' 行上加行锁

第一次查询只复返了 id = 1 这一溜 在第二次查询之前，事务 2 把 id = 2 这一溜的 name 值改成了 "Jack"，因此事务 1 第二次查询的死心是 id = 1 和 id = 2 这两行 在第三次查询之前，事务 3 插入了一个 name = "Jack" 的新数据，因此事务 1 第三次查询的死心是 id = 1、id = 2 以及 id = 3 这三行

显然，第三次查询读到的 id = 3 这一溜的自得，即是幻读

但其实从逻辑上来说，这似乎是莫得问题的。

因为这三个查询王人是加了 for update，王人是现时读。而现时读的法例，即是要能读到通盘也曾提交的纪录的最新值，是以第二次查询和第三次查询即是应该看到事务 2 和事务 3 的操作后果。

那么，幻读到底有啥问题?

最初是语义上的。事务 1 在第一次查询的期间就声明了，我要把通盘 name = "Jack" 的行锁住，休止别的事务对 name = "Jack" 的行进行读写操作。

然而，本色上，这个语义被碎裂了，举个例子，我再旧事务 2 里加一条 SQL 语句(黄色框框)：

事务 2 的第二条语句的酷爱是 "把 id = 2 这一溜的 age 值改成了 40"，这行的 name 值是 "Jack"。

而在这之前，事务 1 仅仅给 id = 5 的这一溜加了行锁，并莫得给 id = 2 这行加锁。是以，事务 2 是不错奉行这条 update 语句的。

这么，事务 2 先将 id = 2 的 name 改为 Jack，然后再将 age 改为 40，碎裂了事务 1 对要把通盘 "name = Jack 的行锁住" 的声明

其次，最紧迫的是，是数据一致性的问题。

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人所共知，加锁是为了保证数据的一致性，这个一致性，不仅包括数据的一致性，还包括数据和日记的一致性，举个例子：

给事务 1 再加上一条 SQL 语句(黄色框框)

我在上图中圈出了四个时刻， T1 T2 T3 和 T4，咱们来分析下经过这四个时刻的数据库状况：

皇冠博彩 经过 T1 时刻，id = 1 这一溜酿成 (1， Tom， 20)，可贵这是在 T4 才细腻提交的 经过 T2 时刻，id = 2 这一溜酿成 (2， Jack， 40) 经过 T3 时刻，表内部多了一溜 (3， Jack， 30)

再来望望这期间 binlog 日记内部的内容，binlog 即是纪录下咱们作念了哪些操作嘛：

T2 时刻，事务 2 提交，写入了 2 条 update 语句;

update user set name = "Jack" where id = 2 update user set age = "40" where id = 2 /*(2， Jack， 40)*/ 

T3 时刻，事务 3 提交，写入了 1 条语句; 

insert into user values(3， "Jack"， 30) /*(3，欧博app Jack， 30)*/ 

T4 时刻，事务 1 提交，binlog 中写入了 update user set name = "Tom" where name = "Jack" 这条语句

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update user set name = "Tom" where name = "Jack" 

即是说，把通盘 name = Jack 的行，王人给我改成 name = "Tom"

这么，问题就来喽，binlog 一般王人是用于备库同步主库的对吧，这个 binlog 一奉行，那岂不是原先 (2， Jack， 40) 和 (3， Jack， 30) 这两行的 name 富裕酿成了 Tom。

也即是说，id = 2 和 id = 3 这两行，发生了数据不一致。

可贵!这个数据不一致到底是怎样发生的?是假定事务 1 的 select * from user where name = 'Jack' for update 只在 id = 1 的这一溜上加行锁导致的。

很显然，分析到这里，咱们也曾领会，只锁这一溜是划分理的。那好办，让 select for update 把通盘扫描到的行王人给锁住不就行了?

这么，事务 2 在 T2 时刻就会被艰涩住，直到事务 1 在 T4 时刻 commit 开释锁。

由于 session A 把通盘的行王人加了写锁，是以 session B 在奉行第一个 update 语句的期间就被锁住了。需要比及 T6 时刻 session A 提交以后，session B 能力不绝奉行。

But，这么看似没问题，是否真实没问题呢?

来看 binlog，奉行序列是这么的：

事务 3: insert into user values(3， "Jack"， 30) /*(3， Jack， 30)*/  事务 1: update user set name = "Tom" where name = "Jack"  事务 2: update user set name = "Jack" where id = 2 update user set age = "40" where id = 2 /*(2， Jack， 40)*/ 

不错看到，事务 2 的问题确乎是措置了，Jack 保住了，仍然是 (2， Jack， 40)

然而!!!可贵事务 3，在数据库内部的死心是 (3， "Jack"， 30)，而笔据 binlog 的奉行死心是 (3， Tom， 30)，也即是说幻读的问题如故莫得措置。

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那为什么咱们也曾把通盘大要扫描到的纪录王人加上了锁，如故辞谢不了 id = 3 这一溜的插入和更新呢?

很约略。在咱们给通盘行加锁的期间，id = 3 这一溜还不存在，数据库扫描不到，也就虽然加不上锁了。

这亦然为什么幻读问题会被单独拿出来措置的原因，即使咱们把通盘的的纪录王人加上锁，如故辞谢不了新插入的纪录。

MySQL 如何措置幻读

面前你知说念了，产生幻读的原因是，行锁只可锁住行，然而新插入纪录这个手脚，操作的是锁住的行之间的 “破绽”。因此，为了措置幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也即是破绽锁 (Gap Lock)。

这么，当你奉行 select * from user where name = 'Jack' for update 的期间，就不啻是给数据库中已有的 n 个纪录加上了行锁，还同期加了 n + 1 个破绽锁(这两个合起来也成为 Next-Key Lock 临键锁)。也即是说，在数据库一溜行扫描的历程中，不仅扫描到的行加上了行锁，还给行双方的闲逸也加上了锁。这么就确保了无法再插入新的纪录。

这里多提一嘴，update、delete 语句用不上索引是很恐怖的。

对非索引字段进行 select .. for update、update 或者 delete 操作，由于莫得索引，走全表查询，就会对通盘行纪录 以及 通盘间隔 王人进行上锁。而关于索引字段进行上述操作，只须索引字段自身和隔邻的间隔会被加锁。

总结下 MySQL 措置幻读的本事：

阻碍级别：可叠加读

快照读 MVCC + 现时读 Next-Lock Key(只在可叠加读阻碍级别下奏效)

阻碍级别：SERIALIZABLE

在这个阻碍级别下，事务在读操作时，先加表级别的分享锁，直到事务完毕才开释;事务在写操作时，先加表级别的排它锁，直到事务完毕才开释。也即是说，串行化锁定了整张表，幻读不存在的

临了放上这说念题的背诵版：

口试官：幻读有什么问题，MySQL 是如何措置幻读的

小牛肉：幻读即是一个事务在前后两次查询归并个规模的期间，后一次查询看到了前一次查询莫得看到的行。

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幻读的后果即是数据库中的数据和 binlog 的奉行死心会不一致，其原因就在于，咱们无法辞谢新插入的数据。即是说，咱们在给扫描到的行加锁的期间，你等会要插入的行还不存在，也就没法对他进行加锁，那么这个新插入的数据，可能在主库中是这个模式，从库奉行完 binlog 后其实是会被修改的。

这也即是为啥幻读会被单独拎出来措置的原因了。

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幻读问题在 "现时读" 下才会出现。

所谓现时读即是，读取的是最新版块的数据， 况且对读取的纪录加锁， 艰涩其他事务同期变嫌疏通纪录，幸免出现安全问题。

与之对应的，快照读，读取的是快照中的数据，不需要进行加锁。读取已提交和可叠加读这俩阻碍级别下的世俗 select 操作即是快照读。其实即是 MVCC 机制，或者说，在快照读下，接收 MVCC 机制措置幻读。

然后，关于现时读这种情况，前边咱们说，由于无法辞谢新插入的数据，是以无法措置幻读问题，是以，咱们议论，不仅对扫描到的行进行加锁，还对行之间的破绽进行加锁，这么就能根绝新数据的插入和更新。这个其实即是纪录锁 Record Lock 和破绽锁 Gap Lock，也被称为临键锁 Next-Lock Key。

 额临键锁只在可叠加读也即是 InnoDB 的默许阻碍级别下奏效。也不错接收更高的可串行化阻碍级别，通盘的操作王人是串行奉行的，不错平直根绝幻读问题。