MySQL(九)：MVCC能否解决幻读问题
尺有所短，寸有所长；不忘初心，方得始终。
幻读【前后多次读取，数据总量不一致】
同一个事务里面连续执行两次同样的sql语句，可能导致不同结果的问题，第二次sql语句可能会返回之前不存在的行。
事务A执行多次读取操作过程中，由于在事务提交之前，事务B（insert/delete/update）写入了一些符合事务A的查询条件的记录，导致事务A在之后的查询结果与之前的结果不一致，这种情况称之为幻读。
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MVCC能否解决幻读问题
首先可以明确的是，MVCC在快照读的情况下可以解决幻读问题，但是在当前读的情况下是不能解决幻读的。
1、快照读和当前读
mysql里面实际上有两种读取的方式：快照读和当前读，在之前的文章中也有介绍，这里重新简单回顾一下。
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快照读【Consistent Read】
也叫普通读，读取的是记录数据的可见版本，不加锁，不加锁的普通select语句都是快照读，即不加锁的非阻塞读。
快照读的执行方式是生成 ReadView，直接利用 MVCC 机制来进行读取，并不会对记录进行加锁。
如下语句：
select * from table; -
当前读
也称锁定读【Locking Read】，读取的是记录数据的最新版本，并且需要先获取对应记录的锁。如下语句：
SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁
2、MVCC能解决幻读问题的场景
当我们在读取数据的时候是【快照读】的情况下是可以解决【幻读】的问题，其原理就是MVCC。
下面使用案例说明：
假设表中有三条数据，以及有两个事物A/B，A读取数据，B插入数据
#事物A：
select name from user where id > 3;
#事物B：
insert into user valus('6','edwin');
执行过程
| 时间 | 事务A | 事物C |
|---|---|---|
| 1 | 开始事务 | |
| 2 | 第一次查询：select name from user where id > 3; | |
| 6 | 开始事务 | |
| 7 | 执行插入：insert into user valus('6','edwin'); | |
| 8 | 提交事务 | |
| 9 | 第二次查询：select name from user where id > 3; | |
| 10 | 提交事务 |
由于采用的是【快照读】的方式，在A事物开启时会产生一个版本快照，产生版本快照如下：
然后通过MVCC的【Read View】对版本快照中各个版本链中的数据进行可见性判断，读取相应的数据版本。两次查询结果都是【id=4，5】两条数据。
Read View具体可见性规则判断在之前的文章中有详细的图文详解，这里就不再赘述。
因此，即使事务B新插入了数据，由于已经生成了版本快照，也不会影响Read View的可见性规则判读，所以在【快照读】的情况下，使用MVCC不会产生幻读问题。
3、MVCC不能解决幻读问题的场景
3.1、MVCC什么场景下不能解决幻读问题
当我们在读取数据的时候是【当前读】的情况下，无法使用MVCC解决幻读问题。
案例说明：还是先准备几条数据，
有两个事物A/B，A先读取数据，在修改数据，最后有读取数据，B插入数据，看看结果会什么
#事物A：
select name from user where id > 3;
#事物B：
insert into user valus('6','edwin');
#事物A：
update user set name = '彬' where id = 6;
执行过程
| 时间 | 事务A | 事物C |
|---|---|---|
| 1 | 开始事务 | |
| 2 | 第一次查询：select name from user where id > 3; | |
| 6 | 开始事务 | |
| 7 | 执行插入：insert into user valus ('6','edwin'); | |
| 8 | 提交事务 | |
| 9 | 第二次查询：select name from user where id > 3; | |
| 10 | 修改数据:update user set name = '彬' where id = 6; | |
| 11 | 第三次查询：select name from user where id > 3; | |
| 12 | 提交事务 |
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在时间点为9的时候
事务A的【第一次】与【第二次】查询结果与上面的快照读是一样的，基于MVCC两次查询结果都是【id=4，5】两条数据。
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在时间点为10的时候
事务A修改了事务B插入的数据，由于update是当前读，所以此时会读取最新的数据(包括其他已经提交的事务)。
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在时间点为11的时候
事务A执行【第三次】查询，是基于当前最新版本查询的，所以会查询到事务B插入的【id=6】的数据，一共会查询到三条数据【id=4，5，6】，与前两次查询结果不同，从而产生了幻读。
3.2、如何解决当前读的幻读问题
在可重复读(RR)的隔离级别下，执行当前读，
案例说明：还是使用上述的数据
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事务A，执行 当前读，查询id>3的所有记录。 -
事务B，插入id=5的一条数据。
#事物A：
select name from user where id > 3 lock in share mode;
#事物B：
insert into user valus('6','edwin');
执行过程
| 时间 | 事务A | 事物B |
|---|---|---|
| 1 | 开始事务 | |
| 2 | 第一次查询：select name from user where id > 3 lock in share mode; | |
| 6 | 开始事务 | |
| 7 | 执行插入时发现，id>3的范围有间隙锁，插入阻塞，处于等待状态 | |
| 8 | 第二次查询：select name from user where id > 3; | |
| 9 | 提交事务 | |
| 10 | 事物A提交，间隙锁释放，执行插入：insert into user valus ('6','edwin'); | |
| 11 | 提交事务 |
事务A在执行当前读【select ... lock in share mode】的时候，在【id=4，5】的记录上加了共享锁，并且在【id > 6】这个范围上也加了间隙锁，所以上图中的事务B执行插入操作时被阻塞了。所以事务A两次读取的数据是一样的。因此，在这种情况下是不会存在幻读问题。
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总结：
RR隔离级别下，当前读执行如下语句时会带上锁之外，还会使用间隙锁+临键锁，锁住索引记录之间的范围，避免范围间插入记录，以避免产生幻影行记录，
SELECT * FROM student LOCK IN SHARE MODE; # 共享锁
SELECT * FROM student FOR UPDATE; # 排他锁
INSERT INTO student values ... # 排他锁
DELETE FROM student WHERE ... # 排他锁
UPDATE student SET ... # 排他锁 -
注意
这种方式不能解决3.1中的幻读问题，因为在3.1中事务A执行修改数据，获取锁之前，已经读取到了事务B插入的数据，并且已经记录到Undo日志中。