幻读是什么？

只给id=5这一行加锁。而其他行不加锁

其中，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，对“幻读”做一个说明：

1. 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。
2. 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”。

但是，这是不是真的没问题呢？不，这里还真就有问题。

1. 语义上的问题
2. 数据一致性的问题

幻读有什么问题？

1. 只给d=5这一行，也就是id=5的这一行加锁

首先是语义上的。session A在T1时刻就声明了，“我要把所有d=5的行锁住，不准别的事务进行读写操作”。而实际上，这个语义被破坏了。如果现在这样看感觉还不明显的话，我再往session B和session C里面分别加一条SQL语句，你再看看会出现什么现象。

图 2 假设只在id=5这一行加行锁—语义被破坏

• 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。

其次，是数据一致性的问题。
锁的设计是为了保证数据的一致性：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：update t set d=100 where d=5。

图 3 假设只在id=5这一行加行锁—数据一致性问题
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。
现在，我们来分析一下图3执行完成后，数据库里会是什么结果。

1. 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;
2. 经过T2时刻，id=0这一行变成(0,5,5);
3. 经过T4时刻，表里面多了一行(1,5,5);
4. 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，但是我们再来看看这时候binlog里面的内容。

1. T2时刻，session B事务提交，写入了两条语句；
2. T4时刻，session C事务提交，写入了两条语句；
3. T6时刻，session A事务提交，写入了update t set d=100 where d=5 这条语句。

我统一放到一起的话，就是这样的：

好，你应该看出问题了。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)。
也就是说，id=0和id=1这两行，发生了数据不一致。这个问题很严重，是不行的。

到这里，我们再回顾一下，这个数据不一致到底是怎么引入的？
我们分析一下可以知道，这是我们假设“select * from t where d=5 for update这条语句只给d=5这一行，也就是id=5的这一行加锁”导致的。
所以我们认为，上面的设定不合理，要改。

2. 把扫描过程中碰到的行，也都加上写锁，再来看看执行效果。

• 这样对于id=0这一行，在数据库里的最终结果还是 (0,5,5)；按照日志顺序执行，id=0这一行的最终结果也是(0,5,5)。所以，id=0这一行的问题解决了。
• 但同时你也可以看到，id=1这一行，在数据库里面的结果是(1,5,5)，而根据binlog的执行结果是(1,5,100)，也就是说幻读的问题还是没有解决。

为什么我们已经“凶残”地，把所有的记录都上了锁，还是阻止不了id=1这一行的插入和更新呢？
原因很简单。在T3时刻，我们给所有行加锁的时候，id=1这一行还不存在，不存在也就加不上锁。
也就是说，即使把所有的记录都加上锁，还是阻止不了新插入的记录，这也是为什么“幻读”会被单独拿出来解决的原因。

接下来，我们再看看InnoDB怎么解决幻读的问题。
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”。

• 间隙锁：锁的就是两个值之间的空隙。比如文章开头的表t，初始化插入了6个记录，这就产生了7个间隙。
• 也就是说这时候，在一行行扫描的过程中，不仅将给行加上了行锁，还给行两边的空隙，也加上了间隙锁。

比如行锁，分成读锁和写锁。下图就是这两种类型行锁的冲突关系。

• 跟行锁有冲突关系的是“另外一个行锁”。

图6 两种行锁间的冲突关系

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。 例子： 图7 间隙锁之间不互锁 这里session B并不会被堵住。因为表t里并没有c=7这个记录，因此session A加的是间隙锁(5,10)。而session B也是在这个间隙加的间隙锁。它们有共同的目标，即：保护这个间隙，不允许插入值。但，它们之间是不冲突的。

• 间隙锁和行锁合称next-key lock，每个next-key lock是前开后闭区间。也就是说，我们的表t初始化以后，如果用select * from t for update要把整个表所有记录锁起来，就形成了7个next-key lock，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +suprenum]。

间隙锁和next-key lock的引入，解决了幻读的问题，但也带来一些“困扰(死锁）”。
在前面的文章中，就有同学提到了这个问题。我把他的问题转述一下，对应到我们这个例子的表来说，业务逻辑这样的：任意锁住一行，如果这一行不存在的话就插入，如果存在这一行就更新它的数据，代码如下：

可能你会说，这个不是insert … on duplicate key update 就能解决吗？但其实在有多个唯一键的时候，这个方法是不能满足这位提问同学的需求的。至于为什么，我会在后面的文章中再展开说明。

死锁

• 两个session进入互相等待状态，形成死锁。当然，InnoDB的死锁检测马上就发现了这对死锁关系，让session A的insert语句报错返回了。
• 间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的。