這要分情況,如果你的系統(tǒng)是windows快捷鍵是ctrl+回車鍵;如果系統(tǒng)是Mac os,也就是蘋果系統(tǒng),那么快捷鍵就是Command+回車鍵
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一個(gè)事務(wù)要更新一行，如果剛好有另外一個(gè)事務(wù)擁有這一行的行鎖，會(huì)被鎖住，進(jìn)入等待狀態(tài)。既然進(jìn)入了等待狀態(tài)，那么等到這個(gè)事務(wù)自己獲取到行鎖要更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，它讀到的值又是什么呢?
可重復(fù)讀隔離級(jí)別下，事務(wù)在啟動(dòng)的時(shí)候就“拍了個(gè)整個(gè)庫(kù)的快照”。如果一個(gè)庫(kù)有100G，那么我啟動(dòng)一個(gè)事務(wù)，MySQL就要拷?100G的數(shù)據(jù)出來，這個(gè)過程得多慢啊。但是平時(shí)事務(wù)執(zhí)行起來卻是非?？斓?。不是全部拷貝出來那是怎么實(shí)現(xiàn)的呢?
InnoDB里面每個(gè)事務(wù)有一個(gè)唯一的事務(wù)ID，叫作transaction id。它是在事務(wù)開始的時(shí)候向InnoDB的事務(wù)系統(tǒng)申請(qǐng)的，是按申請(qǐng)順序嚴(yán)格遞增的。
而每行數(shù)據(jù)也都是有多個(gè)版本的。每次事務(wù)更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，都會(huì)生成一個(gè)新的數(shù)據(jù)版本，并且把transaction id賦值給這個(gè)數(shù) 據(jù)版本的事務(wù)ID，記為row trx_id。同時(shí)，舊的數(shù)據(jù)版本要保留，并且在新的數(shù)據(jù)版本中，能夠有信息可以直接拿到它。
數(shù)據(jù)表中的一行記錄，其實(shí)可能有多個(gè)版本(row)，每個(gè)版本有自己的row trx_id。
圖中虛線框里是同一行數(shù)據(jù)的4個(gè)版本，當(dāng)前最新版本是V4，k的值是22，它是被transaction id 為25的事務(wù)更新的，因此它的row trx_id也是25。語(yǔ)句更新會(huì)生成undo log(回滾日志)，圖中的三個(gè)虛線箭頭，就是undo log。
按照可重復(fù)讀的定義，一個(gè)事務(wù)啟動(dòng)的時(shí)候，能夠看到所有已經(jīng)提交的事務(wù)結(jié)果。但是之后，這個(gè)事務(wù)執(zhí)行期間，其他事務(wù)的更新對(duì)它不可?。
一個(gè)事務(wù)只需要在啟動(dòng)的時(shí)候聲明說，“以我啟動(dòng)的時(shí)刻為準(zhǔn)，如果一個(gè)數(shù)據(jù)版本是在我啟動(dòng)之前生成的，就認(rèn);如果是我啟動(dòng)以后才生成的，我就不認(rèn)，我必須要找到它的上一個(gè)版本”。
如果“上一個(gè)版本”也不可?，那就得繼續(xù)往前找。如果是這個(gè)事務(wù)自己更新的數(shù)據(jù)，它自己還是要認(rèn)的。
在實(shí)現(xiàn)上， InnoDB為每個(gè)事務(wù)構(gòu)造了一個(gè)數(shù)組，用來保存這個(gè)事務(wù)啟動(dòng)瞬間，當(dāng)前正在“活躍”的所有事務(wù)ID?！盎钴S”指的就 是，啟動(dòng)了但還沒提交。數(shù)組里面事務(wù)ID的最小值記為低水位，當(dāng)前系統(tǒng)里面已經(jīng)創(chuàng)建過的事務(wù)ID的最大值加1記為高水位。 這個(gè)視圖數(shù)組和高水位，就組成了當(dāng)前事務(wù)的一致性視圖(read-view)。而數(shù)據(jù)版本的可?性規(guī)則，就是基于數(shù)據(jù)的row trx_id和這個(gè)一致性視圖的對(duì)比結(jié)果得到的。
InnoDB利用了“所有數(shù)據(jù)都有多個(gè)版本”的這個(gè)特性，實(shí)現(xiàn)了“秒級(jí)創(chuàng)建快照”的能力。
回到我們最開始的表格，看看最后執(zhí)行的結(jié)果是多少。做如下假設(shè):
事務(wù)A的視圖數(shù)組就是[99,100], 事務(wù)B的視圖數(shù)組是[99,100,101], 事務(wù)C的視圖數(shù)組是[99,100,101,102]。為了簡(jiǎn)化分析，我先把其他干擾語(yǔ)句去掉，只畫出跟事務(wù)A查詢邏輯有關(guān)的操作:
第一個(gè)有效更新是事務(wù)C，把數(shù)據(jù)從(1,1)改成了(1,2)。這時(shí)候，這個(gè)數(shù)據(jù)的最新版本的row trx_id是102，而90這個(gè)版本已經(jīng)成為了歷史版本。 第二個(gè)有效更新是事務(wù)B，把數(shù)據(jù)從(1,2)改成了(1,3)。這時(shí)候，這個(gè)數(shù)據(jù)的最新版本(即row trx_id)是101，而102又成為了歷史版本。
事務(wù)B的update語(yǔ)句，如果按照一致性讀，好像結(jié)果不對(duì)哦?
事務(wù)B的視圖數(shù)組是先生成的，之后事務(wù)C才提交，不是應(yīng)該看不?(1,2)嗎，怎么能算出(1,3)來?
事務(wù)B在更新之前查詢一次數(shù)據(jù)，這個(gè)查詢返回的k的值確實(shí)是1。 但是，當(dāng)它要去更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，就不能再在歷史版本上更新了，否則事務(wù)C的更新就丟失了。因此，事務(wù)B此時(shí)的set k=k+1是在(1,2)的基礎(chǔ)上進(jìn)行的操作。 所以，這里就用到了這樣一條規(guī)則:更新數(shù)據(jù)都是先讀后寫的，而這個(gè)讀，只能讀當(dāng)前的值，稱為 “當(dāng)前讀” ( current read )。
在更新的時(shí)候，當(dāng)前讀拿到的數(shù)據(jù)是(1,2)，更新后生成了新版本的數(shù)據(jù)(1,3)，這個(gè)新版本的row trx_id是101。
所以，在執(zhí)行事務(wù)B查詢語(yǔ)句的時(shí)候，一看自己的版本號(hào)是101，最新數(shù)據(jù)的版本號(hào)也是101，是自己的更新，可以直接使用， 所以查詢得到的k的值是3。
select語(yǔ)句如果加鎖，也是當(dāng)前讀。
如果把事務(wù)A的查詢語(yǔ)句select * from t where id=1修改一下，加上lock in share mode 或 for update，也都可以讀到版本號(hào)是101的數(shù)據(jù)，返回的k的值是3。下面這兩個(gè)select語(yǔ)句，就是分別加了讀鎖(S鎖，共享鎖)和寫鎖(X鎖，排他鎖)。
事務(wù)C’的不同是，更新后并沒有?上提交，在它提交前，事務(wù)B的更新語(yǔ)句先發(fā)起了。前面說過了，雖然事務(wù)C’還沒提交，但是(1,2)這個(gè)版本也已經(jīng)生成了，并且是當(dāng)前的最新版本。那么，事務(wù)B的更新語(yǔ)句會(huì)怎么處理呢?
兩階段鎖協(xié)議，事務(wù)C’沒提交，也就是說(1,2)這個(gè)版本上的寫鎖還沒釋放。 而事務(wù)B是當(dāng)前讀，必須要讀最新版本，而且必須加鎖，因此就被鎖住了，必須等到事務(wù)C’釋放這個(gè)鎖，才能繼續(xù)它的當(dāng)前讀。
回到最初的問題，事務(wù)的可重復(fù)讀的能力是怎么實(shí)現(xiàn)的?
一、定義
1、幻讀MYSQL官方叫法是Phantom Rows，意為鬼影行或者幻影行，請(qǐng)看官方定義：
The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times. For example, if a [ SELECT ] is executed twice, but returns a row the second time that was not returned the first time, the row is a “phantom” row.
翻譯一下：
所謂的幻影行問題是指，在同一個(gè)事務(wù)中，同樣的查詢語(yǔ)句執(zhí)行多次，得到了不同的行結(jié)果集。
例如，如果同一個(gè)SELECT語(yǔ)句執(zhí)行了兩次，第二次執(zhí)行的時(shí)候比第一次執(zhí)行時(shí)多出一行，則該行就是所謂的幻影行。
2、幻讀與不可重復(fù)讀的區(qū)別
從官方的定義來看，幻讀的定義側(cè)重于多條記錄，就是記錄條數(shù)的變化，而不可重復(fù)讀側(cè)重于單條記錄數(shù)據(jù)的變化，這樣區(qū)分原因在于解決幻讀需要范圍鎖，解決不可重復(fù)讀只需要單條記錄加鎖
二、InnoDB的REPEATABLE READ級(jí)別
InnoDB支持由SQL1992標(biāo)準(zhǔn)描述的所有四個(gè)事務(wù)隔離級(jí)別，默認(rèn)隔離級(jí)別是 REPEATABLE READ。
1、快照讀：
在RR模式下，第一次讀取會(huì)建立快照，后續(xù)查詢會(huì)讀取快照。
這意味著，如果在同一事務(wù)中發(fā)出多個(gè)普通[ SELECT ]（非鎖定）語(yǔ)句，則這些 [ SELECT ]語(yǔ)句的結(jié)果也是一致的。
2、[locking reads](鎖定讀取，又叫當(dāng)前讀）
[ SELECT ]語(yǔ)句中使用 FOR UPDATE 或 FOR SHARE
3、行鎖
在RR模式下，使用當(dāng)前讀以及 [ UPDATE ]和 [ DELETE ]語(yǔ)句會(huì)對(duì)數(shù)據(jù)記錄加行鎖，鎖定范圍取決于該語(yǔ)句使用的是具有唯一搜索條件的唯一索引還是范圍類型搜索條件。
三、InnoDB的READ COMMITTED級(jí)別
1、在RC模式下，每次讀取都會(huì)刷新快照，因此不能保證可重復(fù)讀
2、在RC模式下，使用當(dāng)前讀以及 [ UPDATE ]和 [ DELETE ]語(yǔ)句會(huì)對(duì)數(shù)據(jù)記錄加行鎖，但是不會(huì)加范圍鎖，間隙鎖定僅用于外鍵約束檢查和重復(fù)鍵檢查。
3、由于禁用了間隙鎖定，因此可能會(huì)產(chǎn)生幻影行問題，因?yàn)槠渌麜?huì)話可以在間隙中插入新行。
4、 對(duì)于[ UPDATE ]或 [ DELETE ]語(yǔ)句， InnoDB 僅對(duì)其更新或刪除的行持有鎖。MySQL評(píng)估 WHERE 條件后，將釋放不匹配行的記錄鎖 。這大大降低了死鎖的可能性，但是仍然可以發(fā)生。
5、對(duì)于[ UPDATE ]語(yǔ)句，如果某行已被鎖定，則 InnoDB 執(zhí)行“半一致”讀取，將最新提交版本的數(shù)據(jù)返回給MySQL，以便MySQL可以確定該行是否符合 WHERE 條件。如果該行匹配（必須更新），則MySQL會(huì)再次讀取該行，這一次 InnoDB 會(huì)將其鎖定或等待獲取鎖。
6、注意
從MySQL 8.0.22開始，DML操作（增刪改，通過聯(lián)接列表或子查詢）從MySQL授權(quán)表中讀取數(shù)據(jù)，但不對(duì)其進(jìn)行修改，無論隔離級(jí)別如何，都不會(huì)在MySQL授權(quán)表上獲得讀取鎖。
有關(guān)更多信息，請(qǐng)參見 Grant Table Concurrency 。
四、樂觀鎖與悲觀鎖
1、樂觀鎖
在UPDATE的WHERE子句中加入版本信息來確定修改是否生效
使用樂觀鎖時(shí)仍然需要非常謹(jǐn)慎，因?yàn)镽R是可重復(fù)讀的，在UPDATE之前讀取版本號(hào)，應(yīng)該使用[當(dāng)前讀]，不能使用[快照讀]
2、悲觀鎖
在UPDATE執(zhí)行前，SELECT后面加上FOR UPDATE來給記錄加鎖，保證記錄在UPDATE前不被修改。SELECT ... FOR UPDATE是加上了X鎖，也可以通過SELECT ... LOCK IN SHARE MODE加上S鎖，來防止其他事務(wù)對(duì)該行的修改。
3、無論是樂觀鎖還是悲觀鎖，使用的思想都是一致的，那就是當(dāng)前讀。樂觀鎖利用當(dāng)前讀判斷是否是最新版本，悲觀鎖利用當(dāng)前讀鎖定行。
五、總結(jié)
1、RC級(jí)別沒有范圍鎖一定會(huì)導(dǎo)致不可重復(fù)讀和幻影行
2、RR級(jí)別安全性更高，實(shí)現(xiàn)可重復(fù)讀的方式為快照，如果需要最新數(shù)據(jù)可以選擇[當(dāng)前讀]，因此RR級(jí)別是首選
3、不論RR還是RC級(jí)別，增、刪、改的操作都會(huì)進(jìn)行一次[當(dāng)前讀]操作，以此獲取最新版本的數(shù)據(jù)，并檢測(cè)是否有重復(fù)的索引。
4、RR級(jí)別下，當(dāng)前事務(wù)如果未發(fā)生更新操作(增刪改)，快照版本會(huì)保持不變，多次查詢讀取的快照是同一個(gè)
5、RR級(jí)別下，當(dāng)前事務(wù)如果發(fā)生更新(增刪改)，會(huì)刷新快照，會(huì)導(dǎo)致不可重復(fù)讀和幻影行
6、RR級(jí)別下，使用當(dāng)前讀，會(huì)刷新快照，會(huì)導(dǎo)致不可重復(fù)讀和幻影行
7、RR級(jí)別下，可以通過提交當(dāng)前事務(wù)并在此之后發(fā)出新查詢來為查詢獲取更新的快照。
8、RR級(jí)別可以部分解決不可重復(fù)讀和幻讀問題
9、其實(shí)問題的關(guān)鍵是你的業(yè)務(wù)邏輯需要可重復(fù)讀還是最新數(shù)據(jù)
首先我們做一個(gè)模擬，執(zhí)行以下的sql，其中有如下圖數(shù)據(jù)：
我把執(zhí)行結(jié)果按照表格如下展示：
分析：
在會(huì)話1當(dāng)中，只有當(dāng)會(huì)話1的事務(wù)提交后，才能查到最終會(huì)話2更改的數(shù)據(jù)。
在會(huì)話2當(dāng)中，開啟事務(wù)后更新數(shù)據(jù)，之后查詢發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)變成了17。
針對(duì)上面的現(xiàn)象我們進(jìn)行個(gè)原理分析:
實(shí)際上產(chǎn)生上述顯現(xiàn)是因?yàn)镮nnoDB采用的MVCC（多版本并發(fā)控制），其中針對(duì)每條數(shù)據(jù)會(huì)有它自己的事務(wù)id，以及一個(gè)最大事務(wù)id。針對(duì)事務(wù)中數(shù)據(jù)每次修改，會(huì)產(chǎn)生不同的版本。
1）假設(shè)開始id = 2的數(shù)據(jù)，其事務(wù)txid = 1000；
2）當(dāng)會(huì)話1開始，此時(shí)txid變成了1001，而會(huì)話2開啟，txid又變成了1002，同理會(huì)話3會(huì)變成1003，此時(shí)都生成了不同版本的快照。
3）會(huì)話1在事務(wù)當(dāng)中去讀取時(shí)候，采用了快照讀的方式，即拿到一個(gè)1001的事務(wù)id，此時(shí)只會(huì)讀取小于等于自己版本的數(shù)據(jù)，所以在事務(wù)中最終只能拿到值為17的數(shù)據(jù)。
4）會(huì)話2在更新數(shù)據(jù)的時(shí)候，采用的當(dāng)前讀的方式，即對(duì)數(shù)據(jù)增加X鎖，獲取最新的事務(wù)id，讀取最新的版本數(shù)據(jù)。所以在更新之前，就讀取到了age的年齡是16，之后在進(jìn)行+1，得到17.
總結(jié)一下：
快照讀 解決了幻讀的問題，即多次讀取數(shù)據(jù)不一致的問題。
update、insert、delete都會(huì)執(zhí)行 當(dāng)前讀 ，防止并發(fā)更新數(shù)據(jù)導(dǎo)致數(shù)據(jù)錯(cuò)誤，此過程或添加X鎖。
wow單機(jī)版一般還需要你安裝MySQL的管理工具的，例如navicat之類，里面就有時(shí)間查看器啊之類的東西了，用那個(gè)就可以執(zhí)行了。還是去弄一個(gè)一鍵的安裝版吧。那個(gè)SQL腳本太多了，一個(gè)個(gè)打你要整死的。
好了分給我吧。
首先需要明確的就是“幻讀”概念： 隔離級(jí)別是可重復(fù)讀，在一個(gè)事務(wù)中前后兩次查詢，查到了其他事務(wù)insert進(jìn)來的數(shù)據(jù)。
強(qiáng)調(diào)的是讀取到了其他事務(wù)插入進(jìn)來的數(shù)據(jù)。
下面來論證一下可重復(fù)讀下幻讀的解決方案
先明確一下，for update語(yǔ)法就是當(dāng)前讀，也就是查詢當(dāng)前已經(jīng)提交的數(shù)據(jù)，并且是帶悲觀鎖的。沒有for update就是快照讀，也就是根據(jù)readView讀取的undolog中的數(shù)據(jù)。
如果按照以上猜想，那么整個(gè)執(zhí)行結(jié)果就違背了 可重復(fù)讀 的隔離級(jí)別了。
那么我們?cè)偌僭O(shè)select * from TABLE where d = 5 for update;這條語(yǔ)句鎖定的是所有被掃描到的數(shù)據(jù)。
這是因?yàn)門2階段的update會(huì)被阻塞住，畢竟所有被掃描到的記錄都被鎖定了。
按照上述推理過程，很顯然，即使鎖定所有掃描到的數(shù)據(jù)行，也依然存在幻讀的情況。違背了 可重復(fù)讀 的隔離級(jí)別。
針對(duì)這個(gè)情況，我們要解決幻讀的問題，那么就要求針對(duì)所有被掃描的記錄行以及還不存在的d=5的記錄行都給鎖住。
至此，當(dāng)前查詢結(jié)果完全滿足 可重復(fù)讀 的隔離級(jí)別。
通過以上推論，我們可以總結(jié)一下，在可重復(fù)讀的隔離級(jí)別下，解決幻讀除了需要鎖定所有掃描到的記錄行外，還需要鎖定行之間的間隙，也就是通過間隙鎖來解決幻讀的問題。
重慶分公司
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