數(shù)據(jù)事務(wù)設(shè)計(jì)遵循ACID的原則： 原子性（Atomicity）慨飘、一致性（Consistency）步势、隔離性（Isolation）窘茁、持久性（Durability）。一個(gè)支持事務(wù)（Transaction）的數(shù)據(jù)庫(kù)壁涎，必須要具有這四種特性凡恍，否則在事務(wù)過(guò)程（Transaction processing）當(dāng)中無(wú)法保證數(shù)據(jù)的正確性。
MySQL數(shù)據(jù)庫(kù)提供了四種默認(rèn)的隔離級(jí)別怔球，讀未提交(read-uncommitted)嚼酝、讀已提交(或不可重復(fù)讀)(read-committed)、可重復(fù)讀(repeatable-read)竟坛、串行化(serializable)闽巩。
MySQL的默認(rèn)隔離級(jí)別是RR。
一流码、鎖基本概念
1又官、共享鎖和排它鎖
InnoDB實(shí)現(xiàn)了兩種標(biāo)準(zhǔn)行級(jí)鎖延刘，一種是共享鎖(shared locks漫试，S鎖)，另一種是獨(dú)占鎖碘赖，或者叫排它鎖(exclusive locks驾荣，X鎖)。
S鎖允許當(dāng)前持有該鎖的事務(wù)讀取行普泡。X鎖允許當(dāng)前持有該鎖的事務(wù)更新或刪除行播掷。
S鎖****：如果事務(wù)T1持有了行r上的S鎖，則其他事務(wù)可以同時(shí)持有行r的S鎖撼班，但是不能對(duì)行r加X(jué)鎖歧匈。
X鎖：如果事務(wù)T1持有了行r上的X鎖，則其他任何事務(wù)不能持有行r的X鎖砰嘁，必須等待T1在行r上的X鎖釋放件炉。
如果事務(wù)T1在行r上保持S鎖勘究，則另一個(gè)事務(wù)T2對(duì)行r的鎖的請(qǐng)求按如下方式處理：
T2可以同時(shí)持有S鎖；
T2如果想在行r上獲取X鎖斟冕，必須等待其他事務(wù)對(duì)該行添加的S鎖或X鎖的釋放口糕。
2、意向鎖-Intention Locks
InnoDB支持多種粒度的鎖磕蛇，允許行級(jí)鎖和表級(jí)鎖的共存景描。例如LOCK TABLES ... WRITE等語(yǔ)句可以在指定的表上加上獨(dú)占鎖。InnoBD使用意向鎖來(lái)實(shí)現(xiàn)多個(gè)粒度級(jí)別的鎖定秀撇。意向鎖是表級(jí)鎖超棺，表示table中的row所需要的鎖(S鎖或X鎖)的類(lèi)型。
意向鎖分為意向共享鎖(IS鎖)和意向排它鎖(IX鎖)呵燕。IS鎖表示當(dāng)前事務(wù)意圖在表中的行上設(shè)置共享鎖说搅，下面語(yǔ)句執(zhí)行時(shí)會(huì)首先獲取IS鎖，因?yàn)檫@個(gè)操作在獲取S鎖：
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE
IX鎖表示當(dāng)前事務(wù)意圖在表中的行上設(shè)置排它鎖虏等。下面語(yǔ)句執(zhí)行時(shí)會(huì)首先獲取IX鎖弄唧，因?yàn)檫@個(gè)操作在獲取X鎖：
SELECT ... FOR UPDATE
事務(wù)要獲取某個(gè)表上的S鎖和X鎖之前，必須先分別獲取對(duì)應(yīng)的IS鎖和IX鎖霍衫。
3候引、鎖的兼容性
鎖的兼容矩陣如下：
按照上面的兼容性敦跌，如果不同事務(wù)之間的鎖兼容澄干，則當(dāng)前加鎖事務(wù)可以持有鎖，如果有沖突則會(huì)等待其他事務(wù)的鎖釋放柠傍。
如果一個(gè)事務(wù)請(qǐng)求鎖時(shí)麸俘，請(qǐng)求的鎖與已經(jīng)持有的鎖沖突而無(wú)法獲取時(shí)，互相等待就可能會(huì)產(chǎn)生死鎖惧笛。
意向鎖不會(huì)阻止除了全表鎖定請(qǐng)求之外的任何鎖請(qǐng)求从媚。 意向鎖的主要目的是顯示事務(wù)正在鎖定某行或者正意圖鎖定某行。
二患整、InnoDB中的鎖
常見(jiàn)的鎖有Record鎖拜效、gap鎖、next-key鎖各谚、插入意向鎖紧憾、自增鎖等。下面會(huì)對(duì)每一種鎖給出一個(gè)查看鎖的示例：
1昌渤、準(zhǔn)備工作
測(cè)試用表結(jié)構(gòu)
示例的基礎(chǔ)是一個(gè)只有兩列的數(shù)據(jù)庫(kù)表：
數(shù)據(jù)表test只有兩列，id是主鍵索引，code是普通的索引(注意般眉，一定不要是唯一索引)加矛，并初始化了兩條記錄，分別是(1,1),(10,10)煤篙。這樣斟览，我們驗(yàn)證唯一鍵索引就可以使用id列，驗(yàn)證普通索引(非唯一鍵二級(jí)索引)時(shí)就使用code列辑奈。
查看鎖狀態(tài)的方式
要看到鎖的情況苛茂，必須手動(dòng)開(kāi)啟多個(gè)事務(wù)，其中一些鎖的狀態(tài)的查看則必須使鎖處于waiting狀態(tài)鸠窗，這樣才能在mysql的引擎狀態(tài)日志中看到妓羊。
命令：
mysql> show engine innodb status;
這條命令能顯示最近幾個(gè)事務(wù)的狀態(tài)、查詢(xún)和寫(xiě)入情況等信息。當(dāng)出現(xiàn)死鎖時(shí)，命令能給出最近的死鎖明細(xì)矛渴。
2、記錄鎖Record Locks
Record鎖
Record Lock是對(duì)索引記錄的鎖定净刮。
記錄鎖有兩種模式：S模式和X模式。例如：SELECT id FROM test WHERE id = 10 FOR UPDATE; 表示防止任何其他事務(wù)插入硅则、更新或者刪除id =10的行淹父。
記錄鎖始終只鎖定索引。即使表沒(méi)有建立索引怎虫，InnoDB也會(huì)創(chuàng)建一個(gè)隱藏的聚簇索引(隱藏的遞增主鍵索引)暑认，并使用此索引進(jìn)行記錄鎖定。
查看記錄鎖
開(kāi)啟第一個(gè)事務(wù)大审，不提交蘸际，測(cè)試完之后回滾。
事務(wù)加鎖情況：
可以看到有一行被加了鎖。由之前對(duì)鎖的描述可以推測(cè)出酷愧，update語(yǔ)句給id=1這一行上加了一個(gè)X鎖驾诈。
注意：X鎖廣義上是一種抽象意義的排它鎖缠诅，即鎖一般分為X模式和S模式溶浴，狹義上指row或者index上的鎖，而Record鎖是索引上的鎖管引。 為了不修改數(shù)據(jù)士败，可以用select ... for update語(yǔ)句，加鎖行為和update、delete是一樣的谅将，insert加鎖機(jī)制較為復(fù)雜漾狼，后面的章節(jié)會(huì)提到。
第一個(gè)事務(wù)保持原狀饥臂，不要提交或者回滾逊躁，現(xiàn)在開(kāi)啟第二個(gè)事務(wù)：
執(zhí)行update時(shí)隅熙，sql語(yǔ)句的執(zhí)行被阻塞了稽煤。查看下事務(wù)狀態(tài):
喜聞樂(lè)見(jiàn)囚戚，我們看到了這個(gè)鎖的狀態(tài)酵熙。狀態(tài)標(biāo)題是'事務(wù)正在等待獲取鎖'，描述中的lock_mode X locks rec but not gap就是本章節(jié)中的record記錄鎖驰坊，直譯一下'X鎖模式鎖住了記錄'匾二。后面還有一句but not gap意思是只對(duì)record本身加鎖，并不對(duì)間隙加鎖拳芙，間隙鎖的敘述見(jiàn)下面的內(nèi)容察藐。
3、間隙鎖Gap Locks
間隙鎖
間隙鎖作用在索引記錄之間的間隔舟扎，又或者作用在第一個(gè)索引之前转培，最后一個(gè)索引之后的間隙。不包括索引本身浆竭。
例如：
SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE;
這條語(yǔ)句阻止其他事務(wù)插入10和20之間的數(shù)字浸须，無(wú)論這個(gè)數(shù)字是否存在。
間隙可以跨越0個(gè)邦泄，單個(gè)或多個(gè)索引值删窒。
間隙鎖是性能和并發(fā)權(quán)衡的產(chǎn)物，只存在于部分事務(wù)隔離級(jí)別顺囊。
select * from table where id=1;
唯一索引可以鎖定一行肌索，所以不需要間隙鎖鎖定。如果列沒(méi)有索引或者具有非唯一索引特碳，該語(yǔ)句會(huì)鎖定當(dāng)前索引前的間隙诚亚。
在同一個(gè)間隙上，不同的事務(wù)可以持有上述兼容/沖突表中沖突的兩個(gè)鎖午乓。例如站宗，事務(wù)T1現(xiàn)在持有一個(gè)間隙S鎖，T2可以同時(shí)在同一個(gè)間隙上持有間隙X鎖益愈。
允許沖突的鎖在間隙上鎖定的原因是梢灭，如果從索引中清除一條記錄夷家，則由不同事務(wù)在這條索引記錄上的加間隙鎖的動(dòng)作必須被合并。
InnoDB中的間隙鎖的唯一目的是防止其他事務(wù)插入間隙敏释。間隙鎖是可以共存的库快，一個(gè)事務(wù)占用的間隙鎖不會(huì)阻止另一個(gè)事務(wù)獲取同一個(gè)間隙上的間隙鎖。
如果事務(wù)隔離級(jí)別改為RC钥顽，則間隙鎖會(huì)被禁用义屏。
查看間隙鎖
按照官方文檔，where子句查詢(xún)條件是唯一鍵且指定了值時(shí)蜂大，只有record鎖湿蛔，沒(méi)有g(shù)ap鎖。
如果where語(yǔ)句指定了范圍县爬，gap鎖是存在的阳啥。
這里只測(cè)試驗(yàn)證一下當(dāng)指定非唯一鍵索引的時(shí)候，gap鎖的位置财喳，按照文檔的說(shuō)法察迟，會(huì)鎖定當(dāng)前索引及索引之前的間隙。(指定了非唯一鍵索引耳高，例如code=10扎瓶，間隙鎖仍然存在)
開(kāi)啟第一個(gè)事務(wù)，鎖定一條非唯一的普通索引記錄：
由于預(yù)存了兩條數(shù)據(jù)概荷，row(1,1)和row(10,10)，此時(shí)這個(gè)間隙應(yīng)該是1<gap<10碌燕。我們先插入row(2,2)來(lái)驗(yàn)證下gap鎖的存在误证，再插入row(0,0)來(lái)驗(yàn)證gap的邊界。
按照間隙鎖的官方文檔定義修壕，select * from test where code = 10 for update; 會(huì)鎖定code=10這個(gè)索引愈捅，并且會(huì)鎖定code<10的間隙。
開(kāi)啟第二個(gè)事務(wù)慈鸠，在code=10之前的間隙中插入一條數(shù)據(jù)蓝谨，看下這條數(shù)據(jù)是否能夠插入：
插入的時(shí)候青团，執(zhí)行被阻塞譬巫，查看引擎狀態(tài)：
插入語(yǔ)句被阻塞了督笆，lock_mode X locks gap before rec芦昔，由于第一個(gè)事務(wù)鎖住了1到10之間的gap，需要等待獲取鎖之后才能插入胖腾。
如果再開(kāi)啟一個(gè)事務(wù)烟零，插入(0,0)：
可以看到：指定的非唯一建索引的gap鎖的邊界是當(dāng)前索引到上一個(gè)索引之間的gap咸作。
最后給出鎖定區(qū)間的示例锨阿，首先插入一條記錄(5,5)：
開(kāi)啟第一個(gè)事務(wù)：
第二個(gè)事務(wù)墅诡，試圖去更新code=5的行：
執(zhí)行到這里桐智，如果第一個(gè)事務(wù)不提交或者回滾的話末早，第二個(gè)事務(wù)一直等待直至mysql中設(shè)定的超時(shí)時(shí)間。
4说庭、Next-key Locks
Next-key鎖
Next-key鎖實(shí)際上是Record鎖和gap鎖的組合然磷。Next-key鎖是在下一個(gè)索引記錄本身和索引之前的gap加上S鎖或是X鎖(如果是讀就加上S鎖，如果是寫(xiě)就加X(jué)鎖)刊驴。
默認(rèn)情況下姿搜，InnoDB的事務(wù)隔離級(jí)別為RR，系統(tǒng)參數(shù)
innodb_locks_unsafe_for_binlog的值為false捆憎。InnoDB使用next-key鎖對(duì)索引進(jìn)行掃描和搜索舅柜，這樣就讀取不到幻象行，避免了幻讀的發(fā)生躲惰。
幻讀是指在同一事務(wù)下致份，連續(xù)執(zhí)行兩次同樣的SQL語(yǔ)句，第二次的SQL語(yǔ)句可能會(huì)返回之前不存在的行础拨。
當(dāng)查詢(xún)的索引是唯一索引時(shí)氮块，Next-key lock會(huì)進(jìn)行優(yōu)化，降級(jí)為Record Lock诡宗，此時(shí)Next-key lock僅僅作用在索引本身雇锡，而不會(huì)作用于gap和下一個(gè)索引上。
查看Next-key鎖
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Next-key鎖的作用范圍
如上述例子僚焦，數(shù)據(jù)表test初始化了row(1,1),row(10,10)锰提，然后插入了row(5,5)。數(shù)據(jù)表如下：
由于id是主鍵立肘、唯一索引，mysql會(huì)做優(yōu)化名扛，因此使用code這個(gè)非唯一鍵的二級(jí)索引來(lái)舉例說(shuō)明谅年。對(duì)于code，可能的next-key鎖的范圍是：
(-∞,1]
(1,5]
(5,10]
(10,+∞)
開(kāi)啟第一個(gè)事務(wù)肮韧，在code=5的索引上請(qǐng)求更新：
之前在gap鎖的章節(jié)中介紹了旺订，code=5 for update會(huì)在code=5的索引上加一個(gè)record鎖，還會(huì)在1<gap<5的間隙上加gap鎖〕迹現(xiàn)在不再驗(yàn)證区拳，直接插入一條(8,8)：
insert處于等待執(zhí)行的狀態(tài)意乓，這就是next-key鎖生效而導(dǎo)致的結(jié)果樱调。第一個(gè)事務(wù)，鎖定了區(qū)間(1,5]届良，由于RR的隔離級(jí)別下next-key鎖處于開(kāi)啟生效狀態(tài)笆凌，又鎖定了(5,10]區(qū)間。所以插入SQL語(yǔ)句的執(zhí)行被阻塞士葫。
解釋?zhuān)涸谶@種情況下乞而，被鎖定的區(qū)域是code=5前一個(gè)索引到它的間隙，以及next-key的區(qū)域慢显。code=5 for update對(duì)索引的鎖定用區(qū)間表示爪模，gap鎖鎖定了(1,5)，record鎖鎖定了{(lán)5}索引記錄鳍怨，next-key鎖鎖住了(5,10]呻右，也就是說(shuō)整個(gè)(1,10]的區(qū)間被鎖定了。由于是for update鞋喇，所以這里的鎖都是X鎖声滥，因此阻止了其他事務(wù)中帶有沖突鎖定的操作執(zhí)行。
如果我們?cè)诘谝粋€(gè)事務(wù)中侦香，執(zhí)行了code>8 for update落塑，在掃描過(guò)程中，找到了code=10罐韩，此時(shí)就會(huì)鎖住10之前的間隙(5到10之間的gap)憾赁，10本身(record)，和10之后的間隙(next-key)散吵。此時(shí)另一個(gè)事務(wù)插入(6,6),(9,9)和(11,11)都是不被允許的龙考，只有在前一個(gè)索引5及5之前的索引和間隙才能執(zhí)行插入(更新和刪除也會(huì)被阻塞)。
5矾睦、插入意向鎖
插入意向鎖在行插入之前由INSERT設(shè)置一種間隙鎖晦款，是意向排它鎖的一種。在多事務(wù)同時(shí)寫(xiě)入不同數(shù)據(jù)至同一索引間隙的時(shí)枚冗，不會(huì)發(fā)生鎖等待缓溅，事務(wù)之間互相不影響其他事務(wù)的完成，這和間隙鎖的定義是一致的赁温。
假設(shè)一個(gè)記錄索引包含4和7坛怪，其他不同的事務(wù)分別插入5和6淤齐，此時(shí)只要行不沖突，插入意向鎖不會(huì)互相等待袜匿，可以直接獲取更啄。參照鎖兼容/沖突矩陣。
插入意向鎖的例子不再列舉沉帮，可以查看gap鎖的第一個(gè)例子锈死。
6贫堰、自增鎖
自增鎖(AUTO-INC Locks)是事務(wù)插入時(shí)自增列上特殊的表級(jí)別的鎖穆壕。最簡(jiǎn)單的一種情況：如果一個(gè)事務(wù)正在向表中插入值，則任何其他事務(wù)必須等待其屏，以便第一個(gè)事務(wù)插入的行接收連續(xù)的主鍵值喇勋。
我們一般把主鍵設(shè)置為AUTO_INCREMENT的列，默認(rèn)情況下這個(gè)字段的值為0偎行，InnoDB會(huì)在AUTO_INCREMENT修飾下的數(shù)據(jù)列所關(guān)聯(lián)的索引末尾設(shè)置獨(dú)占鎖川背。
在訪問(wèn)自增計(jì)數(shù)器時(shí)，InnoDB使用自增鎖蛤袒，但是鎖定僅僅持續(xù)到當(dāng)前SQL語(yǔ)句的末尾熄云，而不是整個(gè)事務(wù)的結(jié)束，畢竟自增鎖是表級(jí)別的鎖妙真，如果長(zhǎng)期鎖定會(huì)大大降低數(shù)據(jù)庫(kù)的性能缴允。由于是表鎖，在使用期間珍德，其他會(huì)話無(wú)法插入表中练般。
三、幻讀
這一部分锈候，我們將通過(guò)幻讀薄料，逐步展開(kāi)對(duì)InnoDB鎖的探究。
1泵琳、幻讀概念
解釋了不同概念的鎖的作用域摄职，我們來(lái)看一下幻讀到底是什么。
幻讀在RR條件下是不會(huì)出現(xiàn)的获列。因?yàn)镽R是Repeatable Read谷市，它是一種事務(wù)的隔離級(jí)別，直譯過(guò)來(lái)也就是“在同一個(gè)事務(wù)中蛛倦，同樣的查詢(xún)語(yǔ)句的讀取是可重復(fù)”歌懒，也就是說(shuō)他不會(huì)讀到”幻影行”(其他事務(wù)已經(jīng)提交的變更)，它讀到的只能是重復(fù)的(無(wú)論在第一次查詢(xún)之后其他事務(wù)做了什么操作溯壶，第二次查詢(xún)結(jié)果與第一次相同)及皂。
上面的例子都是使用for update甫男，這種讀取操作叫做當(dāng)前讀，對(duì)于普通的select語(yǔ)句均為快照讀验烧。
當(dāng)前讀板驳，又叫加鎖讀，或者阻塞讀碍拆。這種讀取操作不再是讀取快照若治，而是讀取最新版本并且加鎖「谢欤快照讀不會(huì)添加任何鎖端幼。
官方文檔對(duì)于幻讀的定義是這樣的：
原文：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.
手動(dòng)無(wú)腦翻譯：所謂的幻影行問(wèn)題是指，在同一個(gè)事務(wù)中弧满，同樣的查詢(xún)語(yǔ)句執(zhí)行多次婆跑，得到了不同的結(jié)果，這就是幻讀庭呜。例如：如果同一個(gè)SELECT語(yǔ)句執(zhí)行了兩次滑进，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募谎。
其中這一句：
“The so-called phantom problem occurs within a transaction when the same query produces different sets of rows at different times.”
這看起來(lái)應(yīng)該是不可重復(fù)讀的定義扶关，同樣的查詢(xún)得到了不同的結(jié)果(兩次結(jié)果不是重復(fù)的)，但是后面的舉例給出了幻讀真正的定義数冬，第二次比第一次多出了一行节槐。
也就是說(shuō)，幻讀的出現(xiàn)有這樣一個(gè)前提吉执，第二次查詢(xún)前其他事務(wù)提交了一個(gè)INSERT插入語(yǔ)句疯淫。而不可重復(fù)讀出現(xiàn)的前提是第二次查詢(xún)前其他事務(wù)提交了UPDATE或者DELETE操作。
mysql的快照讀戳玫，使得在RR的隔離級(jí)別上在next-Key的作用區(qū)間內(nèi)熙掺，制造了一個(gè)快照副本，這個(gè)副本是隔離的咕宿，無(wú)論副本對(duì)應(yīng)的區(qū)間里的數(shù)據(jù)被其他事務(wù)如何修改币绩，在當(dāng)前事務(wù)中，取到的數(shù)據(jù)永遠(yuǎn)是副本中的數(shù)據(jù)府阀。
RR級(jí)別下之所以可以讀到之前版本的數(shù)據(jù)缆镣，是由于數(shù)據(jù)庫(kù)的MVCC(Multi-Version Concurrency Control，多版本并發(fā)控制)试浙。
參見(jiàn)InnoDB Multi-Versioning
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-multi-versioning.html
有些文章中提到“RR也不能完全避免幻讀”董瞻，實(shí)際上官方文檔實(shí)際要表達(dá)的意義是“在同一個(gè)事務(wù)內(nèi)，多次連續(xù)查詢(xún)的結(jié)果是一樣的，不會(huì)因其他事務(wù)的修改而導(dǎo)致不同的查詢(xún)結(jié)果”钠糊，這里先給出實(shí)驗(yàn)結(jié)論：
當(dāng)前事務(wù)如果未發(fā)生更新操作(增刪改)挟秤，快照版本會(huì)保持不變，多次查詢(xún)讀取的副本是同一個(gè)抄伍；
當(dāng)前事務(wù)如果發(fā)生更新(增刪改)艘刚，再次查詢(xún)時(shí)，會(huì)刷新快照版本截珍。
2攀甚、RC級(jí)別下的幻讀
RC情況下會(huì)出現(xiàn)幻讀。首先設(shè)置隔離級(jí)別為RC：
SET SESSION tx_isolation='READ-COMMITTED';
RC(Read Commit)隔離級(jí)別可以避免臟讀秋度，事務(wù)內(nèi)無(wú)法獲取其他事務(wù)未提交的變更，但是由于能夠讀到已經(jīng)提交的事務(wù)沈堡，因此會(huì)出現(xiàn)幻讀和不重復(fù)讀静陈。也就是說(shuō)燕雁，RC的快照讀是讀取最新版本數(shù)據(jù)诞丽，而RR的快照讀是讀取被next-key鎖作用區(qū)域的副本。
3拐格、RR級(jí)別下能否避免幻讀僧免？
我們先來(lái)模擬一下RR隔離級(jí)別下沒(méi)有出現(xiàn)幻讀的情況：
開(kāi)啟第一個(gè)事務(wù)并執(zhí)行一次快照查詢(xún)：
這兩個(gè)事務(wù)的執(zhí)行捏浊，有兩個(gè)問(wèn)題：
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為什么之前的例子中懂衩，在第二個(gè)事務(wù)的INSERT被阻塞了，而這次卻執(zhí)行成功了金踪。
這是因?yàn)樵瓉?lái)的語(yǔ)句中帶有for update浊洞，這種讀取是當(dāng)前讀，會(huì)加鎖胡岔。而本次第一個(gè)事務(wù)中的SELECT僅僅是快照讀法希，沒(méi)有加任何鎖。所以不會(huì)阻塞其他的插入靶瘸。
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數(shù)據(jù)庫(kù)中的數(shù)據(jù)已經(jīng)改變苫亦，為什么會(huì)讀不到？
這個(gè)就是之前提到的next-key lock鎖定的副本怨咪。RC及以下級(jí)別才會(huì)讀到已經(jīng)提交的事務(wù)屋剑。更多的業(yè)務(wù)邏輯是希望在某段時(shí)間內(nèi)或者某個(gè)特定的邏輯區(qū)間中，前后查詢(xún)到的數(shù)據(jù)是一致的诗眨，當(dāng)前事務(wù)是和其他事務(wù)隔離的唉匾。這也是數(shù)據(jù)庫(kù)在設(shè)計(jì)實(shí)現(xiàn)時(shí)遵循的ACID原則。
再給出RR條件下出現(xiàn)幻讀的情形匠楚，這種情形不需要兩個(gè)事務(wù)巍膘，一個(gè)事務(wù)就已經(jīng)可以說(shuō)明：
至于RR隔離級(jí)別下到底會(huì)不會(huì)出現(xiàn)幻讀，就需要看幻讀的定義中的查詢(xún)到底是連續(xù)的查詢(xún)還是不連續(xù)的查詢(xún)典徘。如果認(rèn)為RR級(jí)別下可能會(huì)出現(xiàn)幻讀蟀苛，那該級(jí)別下也會(huì)出現(xiàn)不重復(fù)讀。
RR隔離級(jí)別下逮诲，雖然不會(huì)出現(xiàn)幻讀帜平，但是會(huì)因此產(chǎn)生其他的問(wèn)題。
前提：當(dāng)前數(shù)據(jù)表中只存在(1,1),(5,5),(10,10)三組數(shù)據(jù)梅鹦。
如果數(shù)據(jù)庫(kù)隔離級(jí)別不是默認(rèn)裆甩，可以執(zhí)行SET SESSION tx_isolation='REPEATABLE-READ';(該語(yǔ)句不是全局設(shè)置)更新為RR。
然后執(zhí)行下列操作：
4嗤栓、更新丟失(Lost Update)
更新丟失
除了上述這類(lèi)問(wèn)題外，RR還會(huì)有丟失更新的問(wèn)題箍邮。如下表給出的操作：
這個(gè)例子里，事務(wù)一的更新是無(wú)效的锭弊，盡管在這個(gè)事務(wù)里程序認(rèn)為還存在(10,10)記錄堪澎。事務(wù)一中更新之前的SELECT操作是快照讀，所以讀到了快照里的(10,10)味滞，而UPDATE中的WHERE子句是當(dāng)前讀樱蛤，取得是最新版本的數(shù)據(jù)，所以matched: 0 Changed: 0
如果上述例子中的操作是對(duì)同一條記錄做修改剑鞍，就會(huì)引起更新丟失昨凡。例如，事務(wù)一和二同時(shí)開(kāi)啟蚁署，事務(wù)一先執(zhí)行update test set code=100 where id=10;便脊，事務(wù)二再執(zhí)行update test set code=200 where id=10;，事務(wù)一的更新就會(huì)被覆蓋形用。
這就是經(jīng)典的丟失更新問(wèn)題就轧，英文叫Lost Update，又叫提交覆蓋田度，因?yàn)槭亲詈髨?zhí)行更新的事務(wù)提交導(dǎo)致的覆蓋妒御。還有一種更新丟失叫做回滾覆蓋，即一個(gè)事務(wù)的回滾把另一個(gè)事務(wù)提交的數(shù)據(jù)給回滾覆蓋了镇饺，但是目前市面上所有的數(shù)據(jù)庫(kù)都不支持這種stupid的操作乎莉，因此不再詳述。
樂(lè)觀鎖與悲觀鎖
這種情況下，引入我們常見(jiàn)的兩種方式來(lái)解決該問(wèn)題：
樂(lè)觀鎖：在UPDATE的WHERE子句中加入版本號(hào)信息來(lái)確定修改是否生效惋啃；
悲觀鎖：在UPDATE執(zhí)行前哼鬓，SELECT后面加上FOR UPDATE來(lái)給記錄加鎖，保證記錄在UPDATE前不被修改边灭。SELECT ... FOR UPDATE是加上了X鎖异希，也可以通過(guò)SELECT ... LOCK IN SHARE MODE加上S鎖，來(lái)防止其他事務(wù)對(duì)該行的修改绒瘦。
無(wú)論是樂(lè)觀鎖還是悲觀鎖称簿，使用的思想都是一致的，那就是當(dāng)前讀惰帽。樂(lè)觀鎖利用當(dāng)前讀判斷是否是最新版本憨降，悲觀鎖利用當(dāng)前讀鎖定行。
但是使用樂(lè)觀鎖時(shí)仍然需要非常謹(jǐn)慎该酗，因?yàn)镽R是可重復(fù)讀的授药，一定不能在UPDATE之前先把版本號(hào)使用快照讀獲取出來(lái)。
四呜魄、InnoDB對(duì)不同語(yǔ)句執(zhí)行時(shí)
的加鎖狀況
如果一個(gè)SQL語(yǔ)句要對(duì)二級(jí)索引(非主鍵索引)設(shè)置X模式的Record鎖悔叽，InnoDB還會(huì)檢索出相應(yīng)的聚簇索引(主鍵索引)并對(duì)它們?cè)O(shè)置鎖定。
1耕赘、SELECT ... FROM...不加鎖
SELECT ... FROM是快照讀取骄蝇，除了SERIALIZABLE的事務(wù)隔離級(jí)別，該SQL語(yǔ)句執(zhí)行時(shí)不會(huì)加任何鎖操骡。
SERIALIZABLE級(jí)別下，SELECT語(yǔ)句的執(zhí)行會(huì)在遇到的索引記錄上設(shè)置S模式的next-key鎖赚窃。但是對(duì)于唯一索引册招，只鎖定索引記錄，而不會(huì)鎖定gap勒极。
2是掰、UPDATE系列
S鎖讀取(SELECT ... LOCK IN SHARE MODE)，X鎖讀取(SELECT ... FOR UPDATE)辱匿、更新UPDATE和刪除DELETE這四類(lèi)語(yǔ)句键痛，采用的鎖取決于搜索條件中使用的索引類(lèi)型。
如果使用唯一索引匾七，InnoDB僅鎖定索引記錄本身絮短，不鎖定間隙；
如果使用非唯一索引昨忆，或者未命中索引丁频，InnoDB使用間隙鎖或者next-key鎖來(lái)鎖定索引范圍，這樣就可以阻止其他事務(wù)插入鎖定范圍。
UPDATE語(yǔ)句
UPDATE ... WHERE ... 在搜索遇到的每條記錄上設(shè)置一個(gè)獨(dú)占的next-key鎖席里，如果是唯一索引只鎖定記錄叔磷。
當(dāng)UPDATE修改聚簇索引時(shí)，將對(duì)受影響的二級(jí)索引采用隱式鎖奖磁，隱式鎖是在索引中對(duì)二級(jí)索引的記錄邏輯加鎖改基，實(shí)際上不產(chǎn)生鎖對(duì)象，不占用內(nèi)存空間咖为。
例如update test set code=100 where id=10;執(zhí)行的時(shí)候code=10的索引(code是二級(jí)索引寥裂，見(jiàn)文中給出的建表語(yǔ)句)會(huì)被加隱式鎖，只有隱式鎖產(chǎn)生沖突時(shí)才會(huì)變成顯式鎖(如S鎖案疲、X鎖)封恰。即此時(shí)另一個(gè)事務(wù)也去更新id=10這條記錄，隱式鎖就會(huì)升級(jí)為顯示鎖褐啡。
這樣做的好處是降低了鎖的開(kāi)銷(xiāo)诺舔。
UPDATE可能會(huì)導(dǎo)致新的普通索引的插入。當(dāng)新的索引插入之前备畦，會(huì)首先執(zhí)行一次重復(fù)索引檢查低飒。在重復(fù)檢查和插入時(shí)，更新操作會(huì)對(duì)受影響的二級(jí)索引記錄采用共享鎖定(S鎖)懂盐。
DELETE語(yǔ)句
DELETE FROM ... WHERE ... 在搜索遇到的每條記錄上設(shè)置一個(gè)獨(dú)占的next-key鎖褥赊，如果是唯一索引只鎖定記錄。
3莉恼、INSERT
INSERT區(qū)別于UPDATE系列單獨(dú)列出拌喉，是因?yàn)樗奶幚矸绞捷^為特別癞谒。
插入行之前夏志，會(huì)設(shè)置一種插入意向鎖梢什，插入意向鎖表示插入的意圖窿侈。如果其它事務(wù)在要插入的位置上設(shè)置了X鎖逗物，則無(wú)法獲取插入意向鎖括勺，插入操作也因此阻塞宇植。
INSERT在插入的行上設(shè)置X鎖兑徘。該鎖是一個(gè)Record鎖吱七，并不是next-key鎖汽久，即只鎖定記錄本身，不鎖定間隙踊餐，因此不會(huì)阻止其他會(huì)話在這行記錄前的間隙中插入新的記錄景醇。具體的加鎖過(guò)程見(jiàn)下文。
五市袖、可能的死鎖場(chǎng)景
1啡直、Duplicate key error引發(fā)的死鎖
并發(fā)條件下烁涌，唯一鍵索引沖突可能會(huì)導(dǎo)致死鎖，這種死鎖一般分為兩種：一種是rollback引發(fā)酒觅，另一種是commit引發(fā)撮执。
rollback引發(fā)的Duplicate key死鎖
我命名為
insert-insert-insert-rollback死鎖：
當(dāng)事務(wù)一執(zhí)行回滾時(shí)舷丹，事務(wù)二和事務(wù)三發(fā)生了死鎖抒钱。InnoDB的死鎖檢測(cè)一旦檢測(cè)到死鎖發(fā)生，會(huì)自動(dòng)失敗其中一個(gè)事務(wù)颜凯，因此看到的結(jié)果是一個(gè)失敗另一個(gè)成功谋币。
- 為什么會(huì)死鎖？
死鎖產(chǎn)生的原因是事務(wù)一插入記錄時(shí)症概，對(duì)(2,2)記錄加X(jué)鎖蕾额，此時(shí)事務(wù)二和事務(wù)三插入數(shù)據(jù)時(shí)檢測(cè)到了重復(fù)鍵錯(cuò)誤，事務(wù)二和事務(wù)三要在這條索引記錄上設(shè)置S鎖彼城，由于X鎖的存在诅蝶，S鎖的獲取被阻塞。
事務(wù)一回滾募壕，由于S鎖和S鎖是可以兼容的调炬，因此事務(wù)二和事務(wù)三都獲得了這條記錄的S鎖。此時(shí)其中一個(gè)事務(wù)希望插入舱馅，則該事務(wù)期望在這條記錄上加上X鎖缰泡，然而另一個(gè)事務(wù)持有S鎖，S鎖和X鎖互相是不兼容的代嗤，兩個(gè)事務(wù)就開(kāi)始互相等待對(duì)方的鎖釋放棘钞，造成了死鎖。
- 事務(wù)二和事務(wù)三為什么會(huì)加S鎖资溃，而不是直接等待X鎖武翎？
事務(wù)一的insert語(yǔ)句加的是隱式鎖(隱式的Record鎖、X鎖)溶锭，但是其他事務(wù)插入同一行記錄時(shí)，出現(xiàn)了唯一鍵沖突符隙，事務(wù)一的隱式鎖升級(jí)為顯示鎖趴捅。
事務(wù)二和事務(wù)三在插入之前判斷到了唯一鍵沖突，是因?yàn)椴迦肭暗闹貜?fù)索引檢查霹疫，這次檢查必須進(jìn)行一次當(dāng)前讀拱绑，于是非唯一索引就會(huì)被加上S模式的next-key鎖，唯一索引就被加上了S模式的Record鎖丽蝎。
因?yàn)椴迦牒透轮岸家M(jìn)行重復(fù)索引檢查而執(zhí)行當(dāng)前讀操作猎拨，所以RR隔離級(jí)別下膀藐，同一個(gè)事務(wù)內(nèi)不連續(xù)的查詢(xún)，可能也會(huì)出現(xiàn)幻讀的效果(但個(gè)人并不認(rèn)為RR級(jí)別下也會(huì)出現(xiàn)幻讀红省，幻讀的定義應(yīng)該是連續(xù)的讀取)额各。而連續(xù)的查詢(xún)由于都是讀取快照，中間沒(méi)有當(dāng)前讀的操作吧恃，所以不會(huì)出現(xiàn)幻讀虾啦。
commit引發(fā)的Duplicate key死鎖
delete-insert-insert-commit死鎖：
這種情況下產(chǎn)生的死鎖和
insert-insert-insert-rollback死鎖產(chǎn)生的原理一致痕寓。
2傲醉、數(shù)據(jù)插入的過(guò)程
經(jīng)過(guò)以上分析，一條數(shù)據(jù)在插入時(shí)經(jīng)過(guò)以下幾個(gè)過(guò)程：
假設(shè)數(shù)據(jù)表test.test中存在(1,1)呻率、(5,5)和(10,10)三條記錄硬毕。
事務(wù)開(kāi)啟，嘗試獲取插入意向鎖礼仗。例如吐咳，事務(wù)一執(zhí)行了select * from test where id>8 for update，事務(wù)二要插入(9,9)藐守，此時(shí)先要獲取插入意向鎖挪丢，由于事務(wù)一已經(jīng)在對(duì)應(yīng)的記錄和間隙上加了X鎖，因此事務(wù)二被阻塞卢厂，并且阻塞的原因是獲取插入意向鎖時(shí)被事務(wù)一的X鎖阻塞乾蓬。
獲取意向鎖之后，插入之前進(jìn)行重復(fù)索引檢查慎恒。重復(fù)索引檢查為當(dāng)前讀任内，需要添加S鎖。
如果是已經(jīng)存在唯一索引融柬，且索引未加鎖死嗦。直接拋出Duplicate key的錯(cuò)誤。如果存在唯一索引粒氧，且索引加鎖越除，等待鎖釋放。
重復(fù)檢查通過(guò)之后外盯，加入X鎖摘盆，插入記錄
3、GAP與Insert Intention沖突引發(fā)死鎖
update-insert死鎖
仍然是表test饱苟，當(dāng)前表中的記錄如下:
使用show engine innodb status查看死鎖狀態(tài)箱熬。先后出現(xiàn)lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting和lock_mode X locks gap before rec字眼类垦，是gap鎖和插入意向鎖的沖突導(dǎo)致的死鎖狈邑。
回顧select...for update的加鎖范圍
首先回顧一下兩個(gè)事務(wù)中的select ... for update做了哪些加鎖操作：
code=5時(shí)，首先會(huì)獲取code=5的索引記錄鎖(Record鎖)蚤认，根據(jù)之前gap鎖的介紹米苹，會(huì)在前一個(gè)索引和當(dāng)前索引之間的間隙加鎖，于是區(qū)間(1,5)之間被加上了X模式的gap鎖烙懦。除此之外RR模式下驱入，還會(huì)加next-key鎖，于是區(qū)間(5,10]被加了next-key鎖氯析。
因此亏较，code=5的加鎖范圍是，區(qū)間(1,5)的gap鎖掩缓，{5}索引Record鎖雪情，(5,10]的next-key鎖。即區(qū)間(1,10)上都被加上了X模式的鎖你辣。
同理巡通，code=10的加鎖范圍是，區(qū)間(5,10)的gap鎖舍哄，{10}索引Record鎖宴凉，（10,+∞)的next-key鎖。
由gap鎖的特性表悬，兼容矩陣中沖突的鎖也可以被不同的事務(wù)同時(shí)加在一個(gè)間隙上弥锄。上述兩個(gè)select ... for update語(yǔ)句出現(xiàn)了間隙鎖的交集，code=5的next-key鎖和code=10的gap鎖有重疊的區(qū)域——(5,10)蟆沫。
死鎖的成因
當(dāng)事務(wù)一執(zhí)行插入語(yǔ)句時(shí)籽暇，會(huì)先加X(jué)模式的插入意向鎖，即兼容矩陣中的IX鎖饭庞。但是由于插入意向鎖要鎖定的位置存在X模式的gap鎖戒悠。兼容矩陣中IX和X鎖是不兼容的，因此事務(wù)一的IX鎖會(huì)等待事務(wù)二的gap鎖釋放舟山。
事務(wù)二也執(zhí)行插入語(yǔ)句绸狐，與事務(wù)一同樣，事務(wù)二的插入意向鎖IX鎖會(huì)等待事務(wù)一的gap鎖釋放累盗。
兩個(gè)事務(wù)互相等待對(duì)方先釋放鎖六孵，因此出現(xiàn)死鎖。
六幅骄、總結(jié)
除了以上給出的幾種死鎖模式，還有很多其他死鎖的場(chǎng)景本今。
無(wú)論是哪種場(chǎng)景拆座，萬(wàn)變不離其宗主巍，都是由于某個(gè)區(qū)間上或者某一個(gè)記錄上可以同時(shí)持有鎖，例如不同事務(wù)在同一個(gè)間隙gap上的鎖不沖突挪凑；不同事務(wù)中孕索，S鎖可以阻塞X鎖的獲取，但是不會(huì)阻塞另一個(gè)事務(wù)獲取該S鎖躏碳。這樣才會(huì)出現(xiàn)兩個(gè)事務(wù)同時(shí)持有鎖搞旭，并互相等待，最終導(dǎo)致死鎖菇绵。
其中需要注意的點(diǎn)是肄渗，增、刪咬最、改的操作都會(huì)進(jìn)行一次當(dāng)前讀操作翎嫡，以此獲取最新版本的數(shù)據(jù)，并檢測(cè)是否有重復(fù)的索引永乌。這個(gè)過(guò)程除了會(huì)導(dǎo)致RR隔離級(jí)別下出現(xiàn)死鎖之外還會(huì)導(dǎo)致其他兩個(gè)問(wèn)題：
第一個(gè)是可重復(fù)讀可能會(huì)因?yàn)檫@次的當(dāng)前讀操作而中斷惑申，(同樣，幻讀可能也會(huì)因此產(chǎn)生)翅雏；
第二個(gè)是其他事務(wù)的更新可能會(huì)丟失(解決方式：悲觀鎖圈驼、樂(lè)觀鎖)。
