面试官:你说熟悉MySQL,那来谈谈InnoDB怎么解决幻读的?

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面试官:你说熟悉MySQL,那来谈谈InnoDB怎么解决幻读的?

作者:Aaron_涛

blog.csdn.net/qq_33330687/article/details/89004462

1. 结论

首先说结论,在RR的隔离级别下,Innodb使用MVCC和next-key locks解决幻读,MVCC解决的是普通读(快照读)的幻读,next-key locks解决的是当前读情况下的幻读。

2. 幻读是什么

事务A,先执行:

update table set name=“hh” where id>3;

结果为:

OK row xx 表名成功影响多少行数据

事务B,后执行,并且提交:

insert into table values(11, uu);

commit;

事务A,然后再select一下:

select * from table where id>3

结果集为:

… 11,uu …

事务A懵了,我特么不是id>3全部更新了吗

这次是已提交事务B对事务A产生的影响,这个影响叫做“幻读”。

幻读和不可重复读的区别是,前者是一个范围,后者是本身

3. 怎么解决的?

3.1. 当前读

所谓当前读,指的是加锁的select(S或者X), update, delete等语句。在RR的事务隔离级别下,数据库会使用next-key locks来锁住本条记录以及索引区间。

拿上面那个例子来说,在RR的情况下,假设使用的是当前读,加锁了的读

select * from table where id>3 锁住的就是id=3这条记录以及id>3这个区间范围,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。

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3.2. 普通读

因为普通读是不会加锁的读,故不会有next-key locks的使用,解决幻读的手段是MVCC

MVCC会给每行元组加一些辅助字段,记录创建版本号和删除版本号。

而每一个事务在启动的时候,都有一个唯一的递增的版本号。每开启一个新事务,事务的版本号就会递增。

默认的隔离级别(REPEATABLE READ)下,增删查改变成了这样:

SELECT

  • 读取创建版本小于或等于当前事务版本号,并且删除版本为空或大于当前事务版本号的记录。这样可以保证在读取之前记录是存在的

INSERT

  • 将当前事务的版本号保存至行的创建版本号

UPDATE

  • 新插入一行,并以当前事务的版本号作为新行的创建版本号,同时将原记录行的删除版本号设置为当前事务版本号

DELETE

  • 将当前事务的版本号保存至行的删除版本号

比如我插入一条记录, 事务id 假设是1 ,那么记录如下:也就是说,创建版本号就是事务版本号。

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如果我更新的话,事务id假设是2

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这里是把name更新为taotao,原来的元组deleteversion版本号为这个事务的id,并且新增一条

如果我删除的话,假设事务是id=3        

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就变成现在这个样子

关键点来了

现在我读取的话,必须同时满足两个条件的

  • 读取创建版本小于或等于当前事务版本号   这意味着数据在这个事务之前被创建
  • 删除版本为空或大于当前事务版本号的记录。 这意味着删除操作在这个事务之后发生

就拿上面那个例子说明

当前数据库的状态

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假设事务A的id=10

现在update table set name=“hh” where id>3;执行这条语句

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事务B的id=11

insert into table values(11, uu);

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最后事务A(id=10)在此读取

select * from table where id>3

根据上述的规则,读取创建版本好小于等于当前事务的→那么(4,a)(5,b)(4,hh)(5,hh)

上面规则的输出作为下面规则的输入的话,删除版本为空或大于当前事务版本号的记录→(4,hh)(5,hh)

如此读取就没有读取到事务B新插入的那行,解决幻读

如果事务B是更新id=4 的元组name=cc呢

同理,根据update的规则

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然后根据select的规则去读取的话,得到的还是(4,hh)(5,hh)

4. 多说一句

在RC的模式下,MVCC解决不了幻读和不可重复读,因为每次读都会读它自己刷新的快照版本,简单来说就是另一个事务提交,他就刷新一次,去读最新的

其他资料

https://segmentfault.com/a/1190000012669504

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