幻读是什么？

先来看以下这个场景
可以看到，session A 里执行了三次查询，分别是 Q1、Q2 和 Q3。它们的 SQL 语句相同，都是 select * from t where d=5 for update。这个语句的意思你应该很清楚了，查所有 d=5 的行，而且使用的是当前读，并且加上写锁。现在，我们来看一下这三条 SQL 语句，分别会返回什么结果。
- Q1 只返回 id=5 这一行；
- 在 T2 时刻，session B 把 id=0 这一行的 d 值改成了 5，因此 T3 时刻 Q2 查出来的是 id=0 和 id=5 这两行；
- 在 T4 时刻，session C 又插入一行（1,1,5），因此 T5 时刻 Q3 查出来的是 id=0、id=1 和 id=5 的这三行。
Q3 读到 id=1 这一行的现象，被称为“幻读”。也就是说，幻读指的是一个事务在前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。这里，需要对“幻读”做一个说明：
- 在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的。因此，幻读在“当前读”下才会出现。
- 上面 session B 的修改结果，被 session A 之后的 select 语句用“当前读”看到，不能称为幻读。幻读仅专指“新插入的行”。

幻读有什么问题？

语义上的问题

首先以下需要的场景是，“我要把所有 d=5 的行锁住，不准别的事务对 d=5 的数据进行读写操作”
session B 的第二条语句 update t set c=5 where id=0，语义是“我把 id=0、d=5 这一行的 c 值，改成了 5”。
由于在 T1 时刻，session A 还只是给 id=5 这一行加了行锁，并没有给 id=0 这行加上锁。因此，session B 在 T2 时刻，是可以执行这两条 update 语句的。这样，就破坏了 session A 里 Q1 语句要锁住所有 d=5 的行的加锁声明。
session C 也是一样的道理，对 id=1 这一行的修改，也是破坏了 Q1 的加锁声明（原本声明 d=5 的都需要锁住，实际上这些后来新增或修改的 d=5 的记录都锁不住）。

数据一致性的问题

我们知道，锁的设计是为了保证数据的一致性。而这个一致性，不止是数据库内部数据状态在此刻的一致性，还包含了数据和日志在逻辑上的一致性。
为了说明这个问题，给 session A 在 T1 时刻再加一个更新语句，即：update t set d=100 where d=5。
update 的加锁语义和 select …for update 是一致的，所以这时候加上这条 update 语句也很合理。session A 声明说“要给 d=5 的语句加上锁”，就是为了要更新数据，新加的这条 update 语句就是把它认为加上了锁的这一行的 d 值修改成了 100。
数据库里的结果
- 经过 T1 时刻，id=5 这一行变成 (5,5,100)，当然这个结果最终是在 T6 时刻正式提交的 ;
- 经过 T2 时刻，id=0 这一行变成 (0,5,5);
- 经过 T4 时刻，表里面多了一行 (1,5,5);
- 其他行跟这个执行序列无关，保持不变。
这样看，这些数据也没啥问题，来看看 binlog 里面的内容
- T2 时刻，session B 事务提交，写入了两条语句；
- T4 时刻，session C 事务提交，写入了两条语句；
- T6 时刻，session A 事务提交，写入了 update t set d=100 where d=5 这条语句。
这里就出问题了，这个语句序列，不论是拿到备库去执行，还是以后用 binlog 来克隆一个库，这三行的结果，都变成了 (0,5,100)、(1,5,100) 和 (5,5,100)。

如何解决幻读？

现在知道了，产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也就是间隙锁 (Gap Lock)。
间隙锁和之前碰到过的锁不太一样，比如行锁分为读锁和写锁，下图是两种类型锁的冲突关系：
但是间隙锁不一样，跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作，间隙锁之间都不存在冲突关系。
间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个 next-key lock 是前开后闭区间，加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。
- 原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock。希望你还记得，next-key lock 是前开后闭区间。
- 原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
- 优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。
- 优化 2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁。
- 1 个 bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。
关于间隙划分有一种理解是这样的，首先索引是有顺序的，相同索引值（比如 d=6）的索引一定是连在一起的，所以间隙锁锁的是第一个 d=6 开始到最后一个 d=6 的索引位置的 next 指针，锁住了的话就无法修改或者插入其他 d=6 的数据，也能解释唯一索引时会退化为行锁，因为唯一索引的 next 指向肯定不是相同值的索引元素，所以无需锁住 next 指针，只要锁住当前行即可。

笔记来源于《极客时间：MySQL实战45讲：幻读是什么，幻读有什么问题？》

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