后面我写了很多 Mysql 相干的知识点，到这一篇略微能够串一下了，从 SQL 执行流程、MVCC 到锁，很多时候可能感觉对于间隙锁和 Next-Key Lock 如同曾经了解了，然而如同又感觉了解差那么一点意思，这篇文章从头来梳理一下概念，明确一下这些常识。

锁

首先，对于 Mysql 来说实现了两种行级锁：

共享锁：容许事务读一行数据，个别记为 S，也称为读锁

排他锁：容许事务删除或者更新一行数据，个别记为 X，也称为写锁

对于读写锁的互斥性，应该都很分明，读锁只能和读锁兼容，其余场景都无奈兼容，这里不再赘述吧。

隔离级别

持续回顾下对于 Mysql 的 4 个隔离级别：

读未提交 Read Uncommitted：能读到其余事务还没有提交的数据，这种景象叫做脏读。

读已提交 Read Committed：只会读取其余事务曾经提交的数据，所以不会产生 RC 的脏读问题。所以又带来一个问题叫做不可反复读，一个事务中两次一样的 SQL 查问可能查到的后果不一样。

可反复读 Repeatable Read：RR 是 Mysql 的默认隔离级别，一个事务中两次 SQL 查问总是会查到一样的后果，不存在不可反复读的问题，然而还是会有幻读的问题。

串行 Serializable：串行场景没有任何问题，齐全串行化的操作，读加读锁，写加写锁。

幻读、Next-Key Lock、MVCC

简略的回顾完了根底，那么咱们看看 RR 级别下还会存在的幻读到底是什么问题，Mysql 官网文档这样形容的：

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.

翻译过去就是，幻读指的是同一事务下，不同的工夫点，同样的查问，失去不同的行记录的汇合。

如果说一个 select 执行了两次，然而第二次比第一次多进去行记录，这就是幻读。

所以，对于幻读来说那肯定是新增插入的数据！

比如说在一个事务内，先查问 select * from user where age=10 for update，失去的后果是 id 为[1,2,3] 的记录，再次执行查问，失去了后果为 [1,2,3,4] 的记录，这是幻读。

那怎么解决幻读的问题？以前我在文章里说解决幻读的原理是 MVCC（MVCC 原理看这里）很多网上的文章也有这么写的，其实不能说错，然而必定也是不太对的，精确地来说应该是通过 MVCC+Next-Key Lock 的形式才解决了幻读的问题。

对于 MVCC 中的读能够分为两种，别离叫做 快照读 和以后读(这个以后读的说法我在书里翻了半天也没有找到，然而看网上一堆材料和大佬都叫以后读，那么咱们就叫以后读吧，你晓得的话能够通知我哪本书有这个称说，Mysql 我只看见 Lock reading 或者锁定读的叫法，有的也说锁定读就是以后读，然而并没有找到以后读这种称说的出处在哪儿)。

快照读 就是简略的 select 查问，查问的都是快照版本，这个场景下因为都是基于 MVCC 来查问快照的某个版本，所以不会存在幻读的问题，也能够认为是解决了幻读的计划之一，对于 RC 级别来说，因为每次查问都从新生成一个 read view，也就是查问的都是最新的快照数据，所以会可能每次查问到不一样的数据，造成不可反复读，而对于 RR 级别来说只有第一次的时候生成 read view，查问的是事务开始的时候的快照数据，所以就不存在不可反复读的问题，当然就更不可能有幻读的问题了。

所以，当初咱们说幻读，其实不是指快照读的场景，而是指的是以后读的场景。

以后读 指的是 lock in share mode、for update、insert、update、delete 这些须要加锁的操作。对于 MVCC 来说就是解决的快照读的场景，而对于以后读那么就是 Next-Key Lock 要解决的事件。

那么 Next-Key Lock 是什么？怎么解决的幻读？

行锁有写锁 X 和读锁 S 两种，实际上行锁有 3 种实现算法，Next-Key Lock 是其中之一。

第一种叫做Record Lock，字面意思，行记录的锁，实际上指的是对索引记录的锁定。

比方执行语句 select * from user where age=10 for update，将会锁住user 表所有 age=10 的行记录，所有对 age=10 的记录的操作都会被阻塞。

第二种都比拟相熟，叫做 Gap Lock，也就是 间隙锁，它用于锁定的索引之间的间隙，然而不会蕴含记录自身。

比方语句 select * from user where age>1 and age<10 for update，将会锁住age 在(1,10)的范畴区间，此时其余事务对该区间的操作都会被阻塞。

间隙锁是可反复读 RR 隔离级别下特有的，另外还有几种场景也会不应用间隙锁。

1. 事务隔离级别设置为不可反复读 RC，这样必定没有间隙锁了。
2. Innodb_locks_unsafe_for_binlog设置为 1
3. 另外一种状况实用于 主键索引或者惟一索引 的等值查问条件，比方 select * from user where id=1，id 是主键索引，这样只应用 Record Lock 就能够了，因为能惟一锁定一条记录，所以没有必要再加间隙锁了，这是锁降级的过程。

而第三种 Next-Key Lock 实际上就是相当于 Record Lock+Gap Lock 的组合。比方索引有 10，20，30 几个值，那么被锁住的区间可能会是(-∞,10]，(10,20]，(20,30]，(30,+∞)。

解决幻读

上一篇对于更新 SQL 执行过程咱们曾经对这个根底有了肯定的理解，在这里咱们去掉和这里内容无关的一些日志的细节，把给数据加锁的流程退出进去，这样通过 SQL 执行能够更好地了解 Next-Key Lock 到底是如何解决幻读的，执行过程如下：

1. 首先第一步 Server 层会来查问数据
2. 存储引擎依据查问条件查到数据之后对数据进行加锁，Record Lock 或者间隙锁，而后返回数据
3. Server 层拿到数据之后调用 API 去存储引擎更新数据
4. 最初存储引擎返回后果，流程完结

搞一张表阐明一下，user表有 4 个字段，id是主键索引，name是惟一索引，age是一般索引，city没有索引，而后插入一些测试数据，上面辨别一下几种状况来阐明是怎么加 Next-Key Lock 的，而后就晓得为啥会没有幻读的问题了。

没有索引

更新语句 update user set city='nanjing' where city='wuhan' 会产生什么？

因为 city 是没有索引的，所以存储引擎只能给所有的记录都加上锁，而后把数据都返回给 Server 层，而后 Server 层把 city 改成nanjing，再更新数据。

因而，首先 Record Lock 会锁住现有的 7 条记录，间隙锁则会对主键索引的间隙全副加上间隙锁。

所以，更新的时候没有索引是十分可怕的一件事件，相当于把整个表都给锁了，那表都给锁了当然不存在幻读了。

一般索引

咱们再假如一个语句select * from user where age=20 for update。

因为 age 是一个一般索引，存储引擎依据条件过滤查到所有匹配 age=20 的记录，给他们加上写锁，间隙锁会加在 (10,20)，(20,30) 的区间上，因而当初无论怎样都无奈插入 age=20 的记录了

为什么要锁定这两个区间？如果不锁定这两个区间的话，那么还能插入比方 id=11,age=20 或者 id=21,age=20 的记录，这样就存在幻读了。

（那实际上写锁不光是在会加在 age 一般索引上，还会加在主键索引上，因为数据都是在主键索引下对吧，这个必定也要加锁的，为了看起来简略点，就不画进去了）

惟一 & 主键索引

如果查问的是惟一索引又会产生什么呢？比方有查问语句select * from user where name='b' for update。

下面咱们提到过，如果是惟一索引或者主键索引的话，并且是等值查问，实际上会产生锁降级，降级为 Record Lock，就不会有间隙锁了。

因为主键或者惟一索引能保障值是惟一的，所以也就不须要再减少间隙锁了。

很显然，是无奈插入 name=b 的的记录的，也不存在幻读问题。

如果是范畴查问比方 id>1 and id<11 呢，实际上也是一样的锁定形式，不再赘述。

相比略微有点不同的是下面也说过，惟一索引不光锁定惟一索引，还会锁定主键索引，主键索引的话只有索引主键索引就行了。

总结

那最初说了这么多，RR 级别下不是都曾经解决了幻读的问题吗，怎么还说有幻读的问题呢？

对于这个问题，能够看看这个报出的 BUGhttps://bugs.mysql.com/bug.ph…，回复说了这不是 BUG，这是合乎隔离标准的设计，有趣味的本人看看吧。