例子：
CREATE TABLE `t20` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t20 values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
select * from t20;
幻读是什么？
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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T1 |
begin; select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/ result:(5,5,5) |
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T2 |
update t20 set d=5 where id=0; |
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T3 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/ result:(0,0,5),(5,5,5) |
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T4 |
insert into t20 values(1,1,5); |
||
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T5 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/ result:(0,0,5),(1,1,5),(5,5,5) |
||
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T6 |
commit; |
假设只在id=5这一行加行锁
可以看到，session A里执行了3次查询，分别是Q1，Q2，Q3,他们的sql语句相同，都是select * from t20 where d=5 for update。这个语句应该很清楚了，
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sql语句，分别回返回什么结果。
- 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的这两行。
- 在T4时刻，session C又插入了一行(1,1,5)，因此T5时刻Q3查询出的是id=0，id=1，id=5这三行。
其中，Q3读到id=1这一行的现象，被称为”幻读”，也就是说，幻读是指在同一个事务中，前后两个相同的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rr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”。
根据事务的可见性规则来分析，上面的三个查询都加了for update，都是当前读。而根据当前读的规则，就是要能读到所有已经提交的记录的最新值。
并且session B和session C的两条语句，执行后就会提交，所以Q2和Q3看到就应该是两个事务的操作结果。
但是，这是不是真的没有问题呢？
不，这里是有问题的
幻读有什么问题？
首先语义上的，SESSION A在T1时刻就声明了，我要把所有d=5的行锁住，不准别的进行读写操作，而实际上，这个语义被破坏了。
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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T1 |
begin; select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/ |
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T2 |
update t20 set d=5 where id=0; update t20 set c=5 where id=0; |
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T3 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/ |
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T4 |
insert into t20 values(1,1,5); update t20 set c=5 where id=1; |
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T5 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/ |
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T6 |
commit; |
SESSION B的第二条语句update t20 set c=5 where id=0的语义是”我把id=0，d=5的这一会的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的语句，这样，就破坏了session A的Q1语句要锁住所有d=5的行的加锁声明。
其次，是数据一致性的问题。
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，在session A的T1时刻加上一个更新语句：
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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T1 |
begin; select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/ update t20 set d=100 where d=5; |
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T2 |
update t20 set d=5 where id=0; update t20 set c=5 where id=0; |
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T3 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/ |
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T4 |
insert into t20 values(1,1,5); update t20 set c=5 where id=1; |
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T5 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/ |
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T6 |
commit; |
-update的加锁语义和select ... for update是一致的，所以这时候加上这条update语句很合理。Session A声明说”要给d=5的语句加锁锁”，就是为了要更新数据，新加的这条update就是把它认为加上了锁的这一行的d值修改成100.
现在，我们来分析一下图3执行完成后，数据库是什么结果
1 经过T1时刻，id=5这一行变成(5,5,100),当然这个结果最终在T6时刻正是提交的
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。
这时候看数据也没啥问题，我们看看这个时候的binlog内容。
1 T2时刻，session B事务提交了，写入了两条语句
2 T4时刻，session C事务提交了，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。放一起的话。
update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/
insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/
update t set d=100 where d=5;/* 所有 d=5 的行，d 改成 100*/
这个时候应该出问题了，这个语句序列，不论是拿到备库去执行，还是以后用binlog来恢复，这3行的结果，都变成了(0,5,100),(1,5,100)和(5,5,100)。
也就是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，在想一想，这个数据不一致是怎么引入的。
分析知道，这是我们假设”select * from t20 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，上面的设计是不合理的。
那怎么改呢？我们把扫描过程中碰到的行，都加上写锁，再来看看执行效果
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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T1 |
begin; select * from t20 where d=5 for update;/*Q1*/ update t20 set d=100 where d=5; |
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T2 |
update t20 set d=5 where id=0; (blocked) update t20 set c=5 where id=0; |
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T3 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q2*/ |
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T4 |
insert into t20 values(1,1,5); update t20 set c=5 where id=1; |
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T5 |
select * from t20 where d=5 for update;/*Q3*/ |
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T6 |
commit; |
由于session A把所有的行都加了写锁，所以session B在执行第一个udpate语句的时候就被锁住了，需要等到T6时刻session A提交以后，session B才能继续执行。
在binlog里面，执行序列是这样的
insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/
update t set d=100 where d=5;/* 所有 d=5 的行，d 改成 100*/
update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/
可以看到，按照日志顺序执行，id=0这一行的最终结果是(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)，也就说幻读的问题还没有解决。
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问题。
到这里，其实我们刚说明完文章的标题，幻读的定义和幻读有什么问题
在innodb，我们看是怎么解决幻读问题的
如何解决幻读？
现在知道，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引入了新的锁，也即是间隙锁(gap lock)。
顾名思义，间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。
这样，当执行select * from t20 where d=5 for update的时候，就不止给数据库已有的6行记录加上了行锁，还同时加了7个间隙锁，这样就确保无法在插入新的记录。
也就是说这时候，在一行扫描的过程中，不仅将给行上加了行锁，还给行两边的空隙，也加上了间隙锁。
现在你知道了，数据行是可以加上锁的实体，数据行之间的间隙，也是可以加上锁的实体。但是间隙锁跟我们碰到过的锁都不太一样。
比如行锁，分读锁和写锁
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读锁 |
写锁 |
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读锁 |
兼容 |
冲突 |
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写锁 |
冲突 |
冲突 |
也就说，跟行锁冲突关系的是”另外一个行锁”
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。间隙锁之间是不存在冲突关系的。
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SESSION A |
SESSION B |
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begin; select * from t20 where c=7 lock in share mode; |
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begin; select * from t20 where c=7 for update; |
这里session B并不会被锁住，因为表t20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，它们的共同目标，即：保护这个间隙，不允许插入值，但，它们之间是不冲突的。
间隙锁和行锁合称为next- key lock，每个next-key lock是前开后闭区间。也就是说，我们的表t20初始化后，如果用select * from t20 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,+supernum].
间隙锁和next-key lock的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些困扰。
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SESSION A |
SESSION B |
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begin; select * from t20 where id=9 for update; |
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begin; select * from t20 where id=9 for update; |
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insert into t20 values (9,9,9); (blocked) |
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insert into t20 values(9,9,9); ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction |
LATEST DETECTED DEADLOCK ------------------------ 2019-01-04 17:03:20 7f662466a700 *** (1) TRANSACTION: TRANSACTION 5580608, ACTIVE 17 sec inserting mysql tables in use 1, locked 1 LOCK WAIT 3 lock struct(s), heap size 376, 2 row lock(s) MySQL thread id 18034, OS thread handle 0x7f6623fd0700, query id 637155 127.0.0.1 system update insert into t20 values (9,9,9) *** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED: RECORD LOCKS space id 1276 page no 3 n bits 80 index `PRIMARY` of table `test`.`t20` trx id 5580608 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0 0: len 4; hex 8000000a; asc ;; 1: len 6; hex 00000053c93a; asc S :;; 2: len 7; hex 6e000002620570; asc n b p;; 3: len 4; hex 8000000a; asc ;; 4: len 4; hex 8000000a; asc ;; *** (2) TRANSACTION: TRANSACTION 5580596, ACTIVE 20 sec inserting mysql tables in use 1, locked 1 3 lock struct(s), heap size 376, 2 row lock(s) MySQL thread id 18046, OS thread handle 0x7f662466a700, query id 637171 127.0.0.1 system update insert into t20 values (9,9,9) *** (2) HOLDS THE LOCK(S): RECORD LOCKS space id 1276 page no 3 n bits 80 index `PRIMARY` of table `test`.`t20` trx id 5580596 lock_mode X locks gap before rec Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0 0: len 4; hex 8000000a; asc ;; 1: len 6; hex 00000053c93a; asc S :;; 2: len 7; hex 6e000002620570; asc n b p;; 3: len 4; hex 8000000a; asc ;; 4: len 4; hex 8000000a; asc ;; *** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED: RECORD LOCKS space id 1276 page no 3 n bits 80 index `PRIMARY` of table `test`.`t20` trx id 5580596 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0 0: len 4; hex 8000000a; asc ;; 1: len 6; hex 00000053c93a; asc S :;; 2: len 7; hex 6e000002620570; asc n b p;; 3: len 4; hex 8000000a; asc ;; 4: len 4; hex 8000000a; asc ;; *** WE ROLL BACK TRANSACTION (2) ------------
死锁分析：
1 session A执行select ... for update，由于id=9这一行并不存在，因此会加上间隙锁(5,10)
2 session B 执行select... for update，同样会加上间隙锁(5,10),间隙锁之间并不冲突，因此这个会执行成功。
3 session B试图插入一行(9,9,9)，被session A的间隙锁挡住了，只好进入等待
4 session A试图插入一行(9,9,9)，被session B的间隙挡住了。
至此，两个session进入互相等待状态，形成了死锁，当然，innodb的死锁检测马上发现这对死锁关系，让session A的insert语句报错返回了。
现在知道，间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响并发的，其实，这还只是一个简单的例子。下一篇会有更多的例子
小结
提到全表扫描的加锁方式，我们发现即使给所有行加上行锁，仍然无法解决幻读的问题，因此引入了间隙锁的概念。
思考题
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; select * from t20 where c>=15 and c<=20 order by c desc for update; |
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insert into t20 values(11,11,11); |
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insert into t20 values(6,6,6); |
这里的session B和session C的insert语句会进入到什么状态