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幻读
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幻读

幻读指的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
CREATE TABLE `t` (
  `id` int(11) NOT NULL,
  `c` int(11) DEFAULT NULL,
  `d` int(11) DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
begin;
select * from t where d=5 for update;
commit;
如果只在id=5这一行加锁，而其他行的不加锁的话，会怎么样
假设只在id=5这一行加行锁
假设只在id=5这一行加行锁
可以看到，session A里执行了三次查询，分别是Q1、Q2和Q3。它们的SQL语句相同，都是select * from t where d=5 for update。这个语句的意思你应该很清楚了，查所有d=5的行，而且使用的是当前读，并且加上写锁。现在，我们来看一下这三条SQL语句，分别会返回什么结果。
  1. Q1只返回id=5这一行；
  1. 在T2时刻，session B把id=0这一行的d值改成了5，因此T3时刻Q2查出来的是id=0和id=5这两行；
  1. 在T4时刻，session C又插入一行（1,1,5），因此T5时刻Q3查出来的是id=0、id=1和id=5的这三行。
其中，Q3读到id=1这一行的现象，被称为“幻读”。
这里，我需要对“幻读”做一个说明：
  1. 在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的。因此，幻读在“当前读”下才会出现。
  1. 上面session B的修改结果，被session A之后的select语句用“当前读”看到，不能称为幻读。幻读仅专指“新插入的行”。

幻读有什么问题？

破坏语义

首先是语义上的。session A在T1时刻就声明了，“我要把所有d=5的行锁住，不准别的事务进行读写操作”。而实际上，这个语义被破坏了。
如果现在这样看感觉还不明显的话，我再往session B和session C里面分别加一条SQL语句，你再看看会出现什么现象。
假设只在id=5这一行加行锁--语义被破坏
假设只在id=5这一行加行锁--语义被破坏
session B的第二条语句update t set c=5 where id=0，语义是“我把id=0、d=5这一行的c值，改成了5”。
由于在T1时刻，session A 还只是给id=5这一行加了行锁， 并没有给id=0这行加上锁。因此，session B在T2时刻，是可以执行这两条update语句的。这样，就破坏了 session A 里Q1语句要锁住所有d=5的行的加锁声明。
session C也是一样的道理，对id=1这一行的修改，也是破坏了Q1的加锁声明。

数据一致性问题

我们知道，锁的设计是为了保证数据的一致性。而这个一致性，不止是数据库内部数据状态在此刻的一致性，还包含了数据和日志在逻辑上的一致性。幻读会导致binlog日志同步的时候,语句执行顺序出现问题,最终导致结果主备不一致
为了说明这个问题，我给session A在T1时刻再加一个更新语句，即：update t set d=100 where d=5。
假设只在id=5这一行加行锁--数据一致性问题
假设只在id=5这一行加行锁--数据一致性问题
 
update的加锁语义和select …for update 是一致的，所以这时候加上这条update语句也很合理。session A声明说“要给d=5的语句加上锁”，就是为了要更新数据，新加的这条update语句就是把它认为加上了锁的这一行的d值修改成了100。
现在，我们来分析一下执行完成后，数据库里会是什么结果。
  1. 经过T1时刻，id=5这一行变成 (5,5,100)，当然这个结果最终是在T6时刻正式提交的;
  1. 经过T2时刻，id=0这一行变成(0,5,5);
  1. 经过T4时刻，表里面多了一行(1,5,5);
  1. 其他行跟这个执行序列无关，保持不变。
这样看，这些数据也没啥问题，但是我们再来看看这时候binlog里面的内容。
  1. T2时刻，session B事务提交，写入了两条语句；
  1. T4时刻，session C事务提交，写入了两条语句；
  1. T6时刻，session A事务提交，写入了update t set d=100 where d=5 这条语句。
我统一放到一起的话，就是这样的：
update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/

insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/

update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/
好，你应该看出问题了。这个语句序列，不论是拿到备库去执行，还是以后用binlog来克隆一个库，这三行的结果，都变成了 (0,5,100)、(1,5,100)和(5,5,100)。
也就是说，id=0和id=1这两行，发生了数据不一致。这个问题很严重，是不行的。
到这里，我们再回顾一下，这个数据不一致到底是怎么引入的？
我们分析一下可以知道，这是我们假设select * from t where d=5 for update这条语句只给d=5这一行，也就是id=5的这一行加锁导致的。
所以我们认为，上面的设定不合理，要改。
那怎么改呢？我们把扫描过程中碰到的行，也都加上写锁，再来看看执行效果。
假设扫描到的行都被加上了行锁
假设扫描到的行都被加上了行锁
 
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。
这样对于id=0这一行，在数据库里的最终结果还是 (0,5,5)。在binlog里面，执行序列是这样的：
# session c 插入数据在sessionA T1之前
insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/

update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/

update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/
可以看到，按照日志顺序执行，id=0这一行的最终结果也是(0,5,5)。所以，id=0这一行的问题解决了。
但同时你也可以看到，id=1这一行，在数据库里面的结果是(1,5,5)，而根据binlog的执行结果是(1,5,100)，也就是说幻读的问题还是没有解决。为什么我们已经这么“凶残”地，把所有的记录都上了锁，还是阻止不了id=1这一行的插入和更新呢？
原因很简单。在T3时刻，我们给所有行加锁的时候，id=1这一行还不存在，不存在也就加不上锁。
也就是说，即使把所有的记录都加上锁，还是阻止不了新插入的记录，这也是为什么“幻读”会被单独拿出来解决的原因。
 

如何解决幻读？

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，要更新的是记录之间的“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)。
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锁 间隙锁
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