所谓幻读，即一个事务在前后两次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，这个回答估计大伙儿已经背烂了，但是它具体有什么后果呢？为什么会被 MySQL 单独拎出来解决呢？MySQL 又是如何解决的呢？

老规矩，背诵版在文末，点击阅读原文跳转 CS-Wiki 大厂面试火箭计划。

当前读和快照读

在了解幻读以及 MySQL 是如何解决幻读这个问题前，我们需要知道，什么是当前读、什么是快照读。

快照读：读取快照中的数据，不需要进行加锁。看到快照这两个字，各位肯定马上就想到 MVCC 了，是这样，MVCC 作用于读取已提交和可重复读（默认）这两个隔离级别，这俩隔离级别下的普通 select 操作就是快照读

当前读：读取的是最新版本的数据, 并且对读取的记录加锁, 阻塞其他事务同时改动相同记录，避免出现安全问题。

除了读取已提交和可重复读这俩隔离级别下的普通 select 操作，其余操作都是当前读：

select...lock in share mode (共享读锁)

select...for update

update, delete, insert

举个例子，来直观感受下快照读和当前读，以可重复读隔离级别为例，假设我们目前有一张 user 表，有如下的数据：

开启两个事务：

事务 1 先来个快照读看看：

没毛病，很正常。

事务 2 修改 age = 99，然后提交：

你猜，这时候，事务 1 快照读出来的数据应该是多少？

是的，仍然是旧数据：

那事务 1 “当前读” 出来的数据肯定是最新的了：

幻读到底有什么问题

所谓幻读，即一个事务在前后两次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。

在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，当前事务是不会看到别的事务插入的数据的。因此，幻读问题在 “当前读” 下才会出现。

也有很多的文章说用 MVCC 来解决 "快照读" 下的幻读问题，我觉得没必要纠结吧，甚至可能面试官更可能愿意听到 MVCC 的原理。
不过，话说回来，没有 MVCC 机制，哪来快照读这个东西？

那么，幻读到底有什么问题？它具体有什么后果呢？

不多废话，直接上例子：

我们有一张表 user(id, username, age)，已经有两条数据 (1, "Jack", 20), (2, "Tom", 18)

有如下三个事务：

众所周知，select for update 语句会加行锁，假设，注意这里是假设奥！！！假设事务 1 的 select * from user where name = 'Jack' for update 只在 id = 1 的这一行上加行锁

可以看到，事务 1 执行了三次查询，都是要查出 name = "Jack" 的记录行。注意我们假设这里只在 name = 'Jack' 行上加行锁

• 第一次查询只返回了 id = 1 这一行
• 在第二次查询之前，事务 2 把 id = 2 这一行的 name 值改成了 "Jack"，因此事务 1 第二次查询的结果是 id = 1 和 id = 2 这两行
• 在第三次查询之前，事务 3 插入了一个 name = "Jack" 的新数据，因此事务 1 第三次查询的结果是 id = 1、id = 2 以及 id = 3 这三行

显然，第三次查询读到的 id = 3 这一行的现象，就是幻读

但其实从逻辑上来说，这似乎是没有问题的。

因为这三个查询都是加了 for update，都是当前读。而当前读的规则，就是要能读到所有已经提交的记录的最新值，所以第二次查询和第三次查询就是应该看到事务 2 和事务 3 的操作效果。

那么，幻读到底有啥问题？

首先是语义上的。事务 1 在第一次查询的时候就声明了，我要把所有 name = "Jack" 的行锁住，拒绝别的事务对 name = "Jack" 的行进行读写操作。

但是，实际上，这个语义被破坏了，举个例子，我再往事务 2 里加一条 SQL 语句（黄色框框）：

事务 2 的第二条语句的意思是 "把 id = 2 这一行的 age 值改成了 40"，这行的 name 值是 "Jack"。

而在这之前，事务 1 只是给 id = 5 的这一行加了行锁，并没有给 id = 2 这行加锁。所以，事务 2 是可以执行这条 update 语句的。

这样，事务 2 先将 id = 2 的 name 改为 Jack，然后再将 age 改为 40，破坏了事务 1 对要把所有 "name = Jack 的行锁住" 的声明

其次，最重要的是，是数据一致性的问题。

众所周知，加锁是为了保证数据的一致性，这个一致性，不仅包括数据的一致性，还包括数据和日志的一致性，举个例子：

给事务 1 再加上一条 SQL 语句（黄色框框）

我在上图中圈出了四个时刻， T1 T2 T3 和 T4，我们来分析下经过这四个时刻的数据库状态：

1. 经过 T1 时刻，id = 1 这一行变成 (1, Tom, 20)，注意这是在 T4 才正式提交的
2. 经过 T2 时刻，id = 2 这一行变成 (2, Jack, 40)
3. 经过 T3 时刻，表里面多了一行 (3, Jack, 30)

再来看看这时候 binlog 日志里面的内容，binlog 就是记录下我们做了哪些操作嘛：

1. T2 时刻，事务 2 提交，写入了 2 条 update 语句；
   update user set name = "Jack" where id = 2
update user set age = "40" where id = 2 /*(2, Jack, 40)*/
2. T3 时刻，事务 3 提交，写入了 1 条语句；
   insert into user values(3, "Jack", 30) /*(3, Jack, 30)*/
3. T4 时刻，事务 1 提交，binlog 中写入了 update user set name = "Tom" where name = "Jack" 这条语句
   update user set name = "Tom" where name = "Jack"
   就是说，把所有 name = Jack 的行，都给我改成 name = "Tom"

这样，问题就来喽，binlog 一般都是用于备库同步主库的对吧，这个 binlog 一执行，那岂不是原先 (2, Jack, 40) 和 (3, Jack, 30) 这两行的 name 全都变成了 Tom。

也就是说，id = 2 和 id = 3 这两行，发生了数据不一致。

注意！这个数据不一致到底是怎么发生的？是假设事务 1 的 select * from user where name = 'Jack' for update 只在 id = 1 的这一行上加行锁导致的。

很显然，分析到这里，我们已经明白，只锁这一行是不合理的。那好办，让 select for update 把所有扫描到的行都给锁住不就行了？

这样，事务 2 在 T2 时刻就会被阻塞住，直到事务 1 在 T4 时刻 commit 释放锁

image-20211129105557057

由于 session A 把所有的行都加了写锁，所以 session B 在执行第一个 update 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。

But，这样看似没问题，是否真的没问题呢？

来看 binlog，执行序列是这样的：

事务 3:

insert into user values(3, "Jack", 30) /*(3, Jack, 30)*/

事务 1:

update user set name = "Tom" where name = "Jack"

事务 2:

update user set name = "Jack" where id = 2

update user set age = "40" where id = 2 /*(2, Jack, 40)*/

可以看到，事务 2 的问题确实是解决了，Jack 保住了，仍然是 (2, Jack, 40)

但是！！！注意事务 3，在数据库里面的结果是 (3, "Jack", 30)，而根据 binlog 的执行结果是 (3, Tom, 30)，也就是说幻读的问题还是没有解决。

那为什么我们已经把所有能够扫描到的记录都加上了锁，还是阻止不了 id = 3 这一行的插入和更新呢？

很简单。在我们给所有行加锁的时候，id = 3 这一行还不存在，数据库扫描不到，也就当然加不上锁了。

这也是为什么幻读问题会被单独拿出来解决的原因，即使我们把所有的的记录都加上锁，还是阻止不了新插入的记录。

MySQL 如何解决幻读

现在你知道了，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，操作的是锁住的行之间的 “间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也就是间隙锁 (Gap Lock)。

这样，当你执行 select * from user where name = 'Jack' for update 的时候，就不止是给数据库中已有的 n 个记录加上了行锁，还同时加了 n + 1 个间隙锁（这两个合起来也成为 Next-Key Lock 临键锁）。也就是说，在数据库一行行扫描的过程中，不仅扫描到的行加上了行锁，还给行两边的空隙也加上了锁。这样就确保了无法再插入新的记录。

这里多提一嘴，update、delete 语句用不上索引是很恐怖的。
对非索引字段进行 select .. for update、update 或者 delete 操作，由于没有索引，走全表查询，就会对所有行记录 以及 所有间隔 都进行上锁。而对于索引字段进行上述操作，只有索引字段本身和附近的间隔会被加锁。

总结下 MySQL 解决幻读的手段：

隔离级别：可重复读

• 快照读 MVCC + 当前读 Next-Lock Key(只在可重复读隔离级别下生效)

隔离级别：SERIALIZABLE

• 在这个隔离级别下，事务在读操作时，先加表级别的共享锁，直到事务结束才释放；事务在写操作时，先加表级别的排它锁，直到事务结束才释放。也就是说，串行化锁定了整张表，幻读不存在的

最后放上这道题的背诵版：

面试官：幻读有什么问题，MySQL 是如何解决幻读的
小牛肉：幻读就是一个事务在前后两次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。
幻读的后果就是数据库中的数据和 binlog 的执行结果会不一致，其原因就在于，我们无法阻止新插入的数据。就是说，我们在给扫描到的行加锁的时候，你等会要插入的行还不存在，也就没法对他进行加锁，那么这个新插入的数据，可能在主库中是这个样子，从库执行完 binlog 后其实是会被修改的。
这也就是为啥幻读会被单独拎出来解决的原因了。
幻读问题在 "当前读" 下才会出现。
所谓当前读就是，读取的是最新版本的数据, 并且对读取的记录加锁, 阻塞其他事务同时改动相同记录，避免出现安全问题。
与之对应的，快照读，读取的是快照中的数据，不需要进行加锁。读取已提交和可重复读这俩隔离级别下的普通 select 操作就是快照读。其实就是 MVCC 机制，或者说，在快照读下，采用 MVCC 机制解决幻读。
然后，对于当前读这种情况，前面我们说，由于无法阻止新插入的数据，所以无法解决幻读问题，所以，我们考虑，不仅对扫描到的行进行加锁，还对行之间的间隙进行加锁，这样就能杜绝新数据的插入和更新。这个其实就是记录锁 Record Lock 和间隙锁 Gap Lock，也被称为临键锁 Next-Lock Key。
额临键锁只在可重复读也就是 InnoDB 的默认隔离级别下生效。也可以采用更高的可串行化隔离级别，所有的操作都是串行执行的，可以直接杜绝幻读问题。