Innodb的RR到底有没有解决幻读？

关于Innodb中的REPEATABLE READ这种隔离级别到底有没有解决幻读？好像众说纷纭，大家的说法都不一致。

有的人说，RR当然没解决幻读了，因为只有Serializable才能解决幻读。

也有人说，RR解决了幻读，因为RR中加了间隙锁，就能解决幻读的问题。

还有人说，只有间隙锁是没用的，还有MVCC也帮助RR解决了幻读的问题。

那到底真实情况是怎么样的呢？

我认为，InnoDB中的REPEATABLE READ这种隔离级别通过间隙锁+MVCC解决了大部分的幻读问题，只有一种特殊的幻读情况无法解决。

为什么这么说呢？这种特殊情况是怎么回事儿呢？本文就来把这个问题讲清楚。(本文中所有SQL的运行环境是MySQL 5.7.9 及MySQL 8.0.30）

什么是幻读

在介绍如何解决幻读之前，有必要再明确一下什么是幻读，确保大家理解是一致的。

幻读就是事务在做范围查询（SELECT)的过程中，有另外一个事务对范围内新增了记录(INSERT)，导致范围查询的结果条数不一致的现象。

有这样一张表：

CREATE TABLE users (
    id INT UNSIGNED AUTO_INCREMENT,
    gmt_create DATETIME NOT NULL,
    age INT NOT NULL,
    name VARCHAR(16) NOT NULL,
    PRIMARY KEY (id)
) ENGINE=InnoDB;

INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),18,'Hollis');
INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),28,'HollisChuang');
INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),38,'Hollis666');

接着我们进行如下操作：

事务1	事务2
set session tx_isolation='READ-COMMITTED';
BEGIN;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;
	BEGIN;
	INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),20,'Hollis999');
	COMMIT;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;

在这个例子中，在事务1中执行了两次相同的查询操作。但是两次操作中间事务2向数据库中增加了一条符合事务1的查询条件的数据，最终事务1的两次查询得到的结果是不一样的，这种现象就是幻读。

MVCC解决幻读

MVCC，是Multiversion Concurrency Control的缩写，翻译过来是多版本并发控制，和数据库锁一样，他也是一种并发控制的解决方案。它主要用来解决读-写并发的情况。关于MVCC的原理可以参考《再有人问你什么是MVCC，就把这篇文章发给他！》

我们知道，在MVCC中有两种读，一种是快照读、一种是当前读。

所谓快照读，就是读取的是快照数据，即快照生成的那一刻的数据，像我们常用的普通的SELECT语句在不加锁情况下就是快照读。

SELECT * FROM xx_table WHERE ...

在 RC 中，每次读取都会重新生成一个快照，总是读取行的最新版本。

在 RR 中，快照会在事务中第一次SELECT语句执行时生成，只有在本事务中对数据进行更改才会更新快照。

那么也就是说，如果在RR下，一个事务中的多次查询，是不会查询到其他的事务中的变更内容的，所以，也就是可以解决幻读的。

所以，针对上面的例子，如果我们把事务隔离级别设置为RR，那么因为有了MVCC的机制，就能解决幻读的问题：

事务1	事务2
set session tx_isolation='REPEATABLE-READ';
BEGIN;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;
	BEGIN;
	INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),20,'Hollis999');
	COMMIT;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;

可以看到，同一个事务中的两次查询结果是一样的，就是在RR级别下，因为有快照读，所以第二次查询其实读取的是一个快照数据。

间隙锁与幻读

上面我们讲过了MVCC能解决RR级别下面的快照读的幻读问题，那么当前读下面的幻读问题怎么解决呢？

当前读就是读取最新数据，所以，加锁的 SELECT，或者对数据进行增删改都会进行当前读，比如：

SELECT * FROM xx_table LOCK IN SHARE MODE;

SELECT * FROM xx_table FOR UPDATE;

INSERT INTO xx_table ...

DELETE FROM xx_table ...

UPDATE xx_table ...

举一个下面的例子：

事务1	事务2
set session tx_isolation='REPEATABLE-READ';
BEGIN;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30 FOR UPDATE
	BEGIN;
	INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),20,'Hollis999');
	阻塞！！！

向上面这种情况，在RR的级别下，当我们使用SELECT ... FOR UPDATE的时候，会进行加锁，不仅仅会对行记录进行加锁，还会对记录之间的间隙进行加锁，这就叫做间隙锁（参考：数据库的锁，到底锁的是什么？）。因为记录之间的间隙被锁住了，所以事务2的插入操作就被阻塞了，一直到事务1把锁释放掉他才能执行成功。

因为事务2无法插入数据成功，所以也就不会存在幻读的现象了。所以，在RR级别中，通过加入间隙锁的方式，就避免了幻读现象的发生。

解决不了的幻读

前面我们介绍了快照读（无锁查询）和当前读（有锁查询）下是如何解决幻读的问题的，但是，上面的例子就是幻读的所有情况了吗？显然并不是。

我们说MVCC只能解决快照读的幻读，那如果在一个事务中发生了当前读，并且在另一个事务插入数据前没来得及加间隙锁的话，会发生什么呢？

那么，我们稍加修改一下上面的SQL代码，通过当前读的方式进行查询数据：

事务1	事务2
set session tx_isolation='REPEATABLE-READ';
BEGIN;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30
	BEGIN;
	INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),20,'Hollis999');
	COMMIT;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30 FOR UPDATE;

在上面的例子中，在事务1中，我们并没有在事务开启后立即加锁，而是进行了一次普通的查询，然后事务2插入数据成功之后，再通过事务1进行了2次查询。

我们发现，事务1后面的两次查询结果完全不一样，没加锁的情况下，就是快照读，读到的数据就和第一次查询是一样的，就不会发生幻读。但是第二次查询加了锁，就是当前读，那么读取到的数据就有其他事务提交的数据了，就发生了幻读。

那么，如果你理解了上面的这个例子，并且你也理解了当前读的概念，那么你很容易就能想到，下面的这个CASE其实也是会发生幻读的：

事务1	事务2
set session tx_isolation='REPEATABLE-READ';
BEGIN;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30
	BEGIN;
	INSERT INTO users(gmt_create,age,name) values(now(),20,'Hollis999');
	COMMIT;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;
UPDATE users set name ="Hollis888" where AGE = 20;
SELECT * FROM users WHERE AGE > 10 AND AGE < 30;

这里发生幻读的原理，和上面的例子其实是一样的，那就是MVCC只能解决快照读中的幻读问题，而对于当前读（SELECT FOR UPDATE、UPDATE、DELETE等操作）还是会产生幻读的现象的。

UPDATE语句也是一种当前读，所以它是可以读到其他事务的提交结果的。

为什么事务1的最后一次查询和倒数第二次查询的结果也不一样呢？

是因为根据快照读的定义，在RR中，如果本事务中发生了数据的修改，那么就会更新快照，那么最后一次查询的结果也就发生了变化。

如何避免幻读

那么了解了幻读的解决场景，以及不能解决的几个CASE之后，我们来总结一下该如何解决幻读的问题呢？

首先，如果想要彻底解决幻读的问题，在InnoDB中只能使用Serializable这种隔离级别。

图源：MySQL 8.0 Reference Manual

那么，如果想在一定程度上解决或者避免发生幻读的话，使用RR也可以，但是RC、RU肯定是不行的。

在RR级别中，能使用快照读（无锁查询）的就使用快照读，这样不仅可以减少锁冲突，提升并发度，而且还能避免幻读的发生。

那么，如果在并发场景中，一定要加锁的话怎么办呢？那就一定要在事务一开始就立即加锁，这样就会有间隙锁，也能有效的避免幻读的发生。

但是需要注意的是，间隙锁是导致死锁的一个重要根源~所以，用起来也需要慎重。

总结

在RC级别中，幻读是没有办法解决的，因为RC中快照读是每一次都会重新生成快照，并且RC中也不会有间隙锁。

在RR级别中，因为有MVCC机制，对于普通的无锁查询，这种是属于快照读的，RR的快照读在同一个事务中只会读一次，所以在事务过程中，其他事务的变更不会影响到当前事务的查询结果。所以这种幻读是可以解决的。

当时，MVCC只能对快照读起作用，而对于加锁的读请求，这种属于当前读，当前读的话是可以查询到其他事务的变更的，所以会产生幻读。

想要解决幻读，可以使用Serializable这种隔离级别，或者使用RR也能解决大部分的幻读问题。

在RR级别下，为了避免幻读的发生，要么就是使用快照读，要么就是在事务一开始就加锁。