MySQL 到底是怎麼解決幻讀的？

在一次事務裡面，多次查詢之後，結果集的個數不一致的情況叫做幻讀。而多出來或者少的哪一行被叫做幻行。

在高併發資料庫系統中，需要保證事務與事務之間的隔離性，還有事務本身的一致性。

如果你看到了這篇文章，那麼我會預設你了解了髒讀 、不可重複讀與可重複讀。

多數資料庫都實現了多版本併發控制，並且都是靠儲存資料快照來實現的。以 innodb 為例，每一行中都冗餘了兩個字斷。

乙個是行的建立版本，乙個是行的刪除（過期）版本。具體的版本號（trx_id）存在 information_schema.innodb_trx 表中。版本號（trx_id）隨著每次事務的開啟自增。

事務每次取資料的時候都會取建立版本小於當前事務版本的資料，以及過期版本大於當前版本的資料。

普通的 select 就是快照讀。

select * from t where number = 1;

next-key 鎖包含兩部分：

記錄鎖是加在索引上的鎖，間隙鎖是加在索引之間的。（思考：如果列上沒有索引會發生什麼？）

select * from t where number = 1 for update;

select * from t where number = 1 lock in share mode;
insert
update
delete

mysql官方給出的幻讀解釋是：只要在乙個事務中，第二次select多出了row就算幻讀。

a事務先select，b事務insert確實會加乙個gap鎖，但是如果b事務commit，這個gap鎖就會釋放（釋放後a事務可以隨意dml操作），a事務再select出來的結果在mvcc下還和第一次select一樣，接著a事務不加條件地update，這個update會作用在所有行上（包括b事務新加的），a事務再次select就會出現b事務中的新行，並且這個新行已經被update修改了，實測在rr級別下確實如此。

如果這樣理解的話，mysql的rr級別確實防不住幻讀

在快照讀讀情況下，mysql通過mvcc來避免幻讀。

在當前讀讀情況下，mysql通過next-key來避免幻讀。

select * from t where a=1;屬於快照讀

select * from t where a=1 lock in share mode;屬於當前讀

不能把快照讀和當前讀得到的結果不一樣這種情況認為是幻讀，這是兩種不同的使用。所以我認為mysql的rr級別是解決了幻讀的。

如引用一問題所說，t1 select 之後 update，會將 t2 中 insert 的資料一起更新，那麼認為多出來一行，所以防不住幻讀。看著說法無懈可擊，但是其實是錯誤的，innodb 中設定了快照讀和當前讀兩種模式，如果只有快照讀，那麼自然沒有幻讀問題，但是如果將語句提公升到當前讀，那麼 t1 在 select 的時候需要用如下語法： select * from t for update (lock in share mode) 進入當前讀，那麼自然沒有 t2 可以插入資料這一回事兒了。

next-key 固然很好的解決了幻讀問題，但是還是遵循一般的定律，隔離級別越高，併發越低。

mysql到底是怎麼解決幻讀的？

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MySQL談談InnoDB怎麼解決幻讀的

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