本篇文章给大家带来了关于mysql的相关知识，其中主要介绍了关于rr与幻读的相关内容，包括了mvcc原理、rr产生幻读、rr解决幻读等等内容，下面一起来看一下，希望对大家有帮助。
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一、前言本文围绕这三个话题展开学习 rr 如何解决幻读？
mvcc 原理
实验：rr 与 幻读
案例：死锁
先来回顾下 mysql中 innodb 支持的四种事务隔离 和 并发事务所带来的一些问题：
读未提交：能读到一个事务的中间过程，违背了 acid 特性，存在脏读的问题，基本不会用到。
读提交：表示如果其他事务已经提交，那么就可以看到。在生产环境中用的并不多。
可重复读：默认级别，使用最多的一种。其特点是有 gap 锁（间隙锁）。
可串行化：所有的实现都是通过锁来实现的。
并发事务处理也会带来一些问题：脏读、不可重复读、幻读
脏读：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态。
不可重复读：一个事务按相同查询条件前后两次读取，读出的数据不一致（修改、删除）。
幻读：一个事务内按相同的查询条件重新查询数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据。
本文脉络梳理： rr 为了更快并发，引入 mvcc，但有幻读的可能，为解决幻读，引入 gap 锁，gap 可能造成死锁。
二、mvcc 原理mvcc（多版本控制）： 指数据库中为了实现高并发的数据访问，对数据进行多版本处理，并通过事务的可见性来保证事务能看到自己应该看到的数据版本。
mvcc 最大的好处是读不加锁，读写不冲突。
在 oltp (on-line transaction processing)应用中，读写不冲突很重要，几乎所有 rdbms 都支持 mvcc。
注意：mvcc 只在 读提交rc 和 可重复读rr 两种隔离级别下工作。
注意：mvcc 只在 读提交rc 和 可重复读rr 两种隔离级别下工作。
注意：mvcc 只在 读提交rc 和 可重复读rr 两种隔离级别下工作。
（1）mvcc 多版本实现
mysql 实现 mvcc 机制的时候，是基于 undo log 多版本链条 + readview 机制。
undo log 多版本链： 每一次对数据库的修改，都会在 undo log 日志中记录当前修改记录的事务号及修改前数据状态的存储地址（即 roll_ptr），以便在必要的时候可以回滚到老的数据版本。
readview 机制： 在多版链的基础上，控制事务读取的可见性。（主要区别是：rc 和 rr）
这里不着重探究原理，但要有大概的概念：undo log 多版本链 和 readview 机制。
针对 undo log 多版本链，举个栗子：
一个读事务查询到当前记录，而最新的事务还未提交。
根据原子性，读事务看不到最新数据，但可以去回滚段中找到老版本的数据，这样就生成了多个版本。
针对 readview 机制： 基于 undo log 多版本链实现，不同事务隔离有不同处理 ：
rc 级别的事务： 可见性比较高，它可以看到已提交的事务的所有修改。
rr 级别的事务： 一个读事务中，不管其他事务对这些数据做了什么修改，以及是否提交，只要自己不提交，查询的数据结果就不会变。
这是如何做到的呢？
rc读提交： 每一条读操作语句都会获取一次 readview，每次更新之后，都会获取数据库中最新的事务提交状态，也就可以看到最新提交的事务了，即每条语句执行都会更新其可见性视图。
rr可重复读： 开启事务时不会获取 readview，只有发起第一个快照读时才会获取 readview。
如果使用当前读，都会获取新的 readview，也能看到更新的数据。
（2）快照读与当前读
在 mvcc 并发控制中，读操作 可以分为两类：
快照读：读取的是记录的可见版本（有可能是历史版本）， 不用加锁 。
操作：简单的 select 操作。
当前读：读取的是记录的最新版本，并且当前读返回的记录，都会加锁，保证其他事务不会再并发修改这条记录。
操作：特殊读操作、新增/更新/删除操作。
-- 对应 sql 如下：-- 1. 特殊读操作select ... for updateselect ... lock in share mode -- 共享锁-- 2. 新增：insert -- 3. 更新：update-- 4. 删除：delete
结合 readview 机制来区分：快照读 和 当前读：
快照读： 在一个事务里，只有发起第一个快照读时才会获取 readview，之后的读操作不会再获取。
当前读： 每次读操作都会获取 readview。
三、实验：rr 与幻读面试题：在 rr 事务隔离级别下，事务a查询一条数据，事务b新增一条数据，事务a能看到事务b的数据嘛？
这个问题比较模糊，但大致考察点我们知晓是 rr 与 幻读，可以将问题分为两类：
什么情况下，rr 产生幻读？（能看到数据）
答案：当前读（select..for udpdate、select ... lock in share mode）
什么情况下，rr 解决幻读？（不能看到数据）
答案：加锁、快照读
注意： 不可重复读 重点在于 updata 和 delete，而幻读的重点在于 insert。
它们之间最大的区别：是如何通过锁机制来解决它们产生的问题。
这里说的锁只是使用悲观锁机制。
再来回顾下：幻读
-- 举个栗子：有这样一个查询 sqlselect * from user where id < 10;
在同一个事务下，t1时刻查询出来 4 条数据，t2时刻查询出来 8 条数据。这就产生了幻读。
在同一个事务下，t1时刻查询出来 8 条数据，t2时刻查询出来 4 条数据。这就产生了幻读。
实验准备如下： 动手实践起来
show variables like 'transaction_isolation'; -- 事务隔离级别 rrselect version(); -- 版本 8.0.16show variables like '%storage_engine%'; -- 引擎 innodb-- 1. 手动开启事务提交begin; -- 开始事务commit; -- 提交事务-- 2. 创建表create table if not exists `student` (`id` int not null comment '主键 id',`name` varchar(50) not null comment '名字',`age` tinyint not null comment '年龄',primary key (id)) engine=innodb default charset utf8mb4 collate=utf8mb4_unicode_ci comment '学生表';-- 3. 新增数据用于实验insert into student (id, name, age) values (5, 'kunkun', 14);insert into student (id, name, age) values (30, 'ikun', 18);
（1）rr 产生幻读
实验如下： 测试当前读
实验一：先 select，再 select ... for update
实验二：先 select，再 update （不会产生幻读）
实验一：先 select，再 select ... for update
-- 事务a：begin;select * from student where id < 30;select * from student where id < 30 for update; -- 等待事务b commit 后再执行-- select * from student where id < 30 lock in share mode;commit;-- 事务b：begin;insert into student (id, name, age) values (20, 'wulikun', 16);commit;
发生情况如下图所示：
实验记录如下图所示：
现象结论： 当使用当前读（select ... for update）会产生幻读。
同样使用 select ... lock in share mode; 会产生幻读。
实验二：先 select，再 update
-- 事务a：begin;select * from student where id < 30;update student set name = 'zhiyin' where id = 5; -- 等待事务b commit 后再执行select * from student where id < 30;commit;-- 事务b：begin;insert into student (id, name, age) values (20, 'wulikun', 16);commit;
发生情况如下图所示：
实验记录如下图所示：
现象结论： 当前读（update）不会产生幻读。同样 insert / delete 均不会。
（2）rr 解决幻读
实验如下：
实验一：快照读
实验二：加锁（更新不存在的记录）
实验三：加锁（select ... for update）
实验一：快照读，普通 select
-- 事务a：begin;select * from student;select * from student; -- 等待事务b commit 后再执行commit;-- 事务b：begin;insert into student (id, name, age) values (20, 'wulikun', 16);commit;
发生情况如下图所示：
实验记录如下图所示：
现象结论： 在 rr 事务隔离级别下，只有快照读（select）不会出现幻读。没有当前读。
实验二：加锁 ，(更新不存在的记录)
在 rr 隔离级别下，事务 a 使用 update 加锁，事务 b 无法在这之间插入新数据，这样事务 a在 update 前后读的数据保持一致，避免了幻读。
-- 事务a：begin;select * from student;update student set name = 'wulikunkun' where id = 18; -- 记录不存在，产生间隙锁 (5, 30)。commit;-- 事务b：begin;insert into student (id, name, age) values (10, 'zhiyin', 16); -- 需要等待事务a结束。commit;-- 事务c：begin;insert into student (id, name, age) values (40, 'zhiyin你太美', 32);commit;-- 查询数据库中当前有哪些锁select index_name,lock_type,lock_mode,lock_status,lock_data from performance_schema.data_locks;
发生情况如下图所示：
实验记录如下图所示：
现象结论：
一开始先加 临键锁next-key lock，锁范围为 (5,30]。
因为是唯一索引，且更新的记录不存在，临键锁退化成 间隙锁gap，最终锁范围为 (5,30)。其余的记录不受影响。
实验三：加锁（select ... for update）
-- 事务a：begin;select * from student;select * from student where id < 5 for update;commit;-- 事务b：begin;insert into student (id, name, age) values (4, 'zhiyin', 4); -- 需要等待事务a结束。commit;-- 事务c：begin;insert into student (id, name, age) values (5, 'zhiyin你太美', 32); -- 插入成功commit;-- 查询数据库中当前有哪些锁select index_name,lock_type,lock_mode,lock_status,lock_data from performance_schema.data_locks;
发生情况如下图所示：
实验记录如下图所示：
现象结论：
先加 临键锁next-key lock，锁范围为 (-∞,5]。
所以，id < 5 和 id = 5 的数据都插入不进去。
拓展：gap 锁（间隙锁）
根据 官方文档 可知：
锁是加在索引上的。
记录锁： 行锁，只会锁定一条记录。
间隙锁 ：是在索引记录之间的间隙上的锁，区间为前开后开 (,)。
临键锁（next-key lock）： 由 记录锁 和 间隙锁gap 组合起来。
加锁的基本单位是 临键锁，其加锁区间为前开后闭 (,]。
索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，如果满足条件，临键锁 退化为 行锁。
索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，如果不满足条件，临键锁 退化为 间隙锁。注意，非等值查询是不会优化的。
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以上就是mysql中rr与幻读的相关问题的详细内容。