锁

首先，对于Mysql来说实现了两种行级锁：

共享锁：允许事务读一行数据，一般记为S，也称为读锁

排他锁：允许事务删除或者更新一行数据，一般记为X，也称为写锁

关于读写锁的互斥性，应该都很清楚，读锁只能和读锁兼容，其他场景都无法兼容，这里不再赘述吧。

隔离级别

继续回顾下关于Mysql的4个隔离级别：

读未提交Read Uncommitted：能读到其他事务还没有提交的数据，这种现象叫做脏读。

读已提交Read Committed：只会读取其他事务已经提交的数据，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重复读，一个事务中两次一样的SQL查询可能查到的结果不一样。

可重复读Repeatable Read：RR是Mysql的默认隔离级别，一个事务中两次SQL查询总是会查到一样的结果，不存在不可重复读的问题，但是还是会有幻读的问题。

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

幻读、Next-Key Lock、MVCC

简单的回顾完了基础，那么我们看看RR级别下还会存在的幻读到底是什么问题，Mysql官方文档这样描述的：

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.

翻译过来就是，幻读指的是同一事务下，不同的时间点，同样的查询，得到不同的行记录的集合。

如果说一个select执行了两次，但是第二次比第一次多出来行记录，这就是幻读。

所以，对于幻读来说那一定是新增插入的数据！

比如说在一个事务内，先查询select * from user where age=10 for update，得到的结果是id为[1,2,3]的记录，再次执行查询，得到了结果为[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，但是肯定也是不太对的，准确地来说应该是通过MVCC+Next-Key Lock的方式才解决了幻读的问题。

对于MVCC中的读可以分为两种，分别叫做快照读和当前读(这个当前读的说法我在书里翻了半天也没有找到，但是看网上一堆资料和大佬都叫当前读，那么我们就叫当前读吧，你知道的话可以告诉我哪本书有这个称呼，Mysql我只看见Lock reading或者锁定读的叫法，有的也说锁定读就是当前读，但是并没有找到当前读这种称呼的出处在哪儿)。

快照读就是简单的select查询，查询的都是快照版本，这个场景下因为都是基于MVCC来查询快照的某个版本，所以不会存在幻读的问题，也可以认为是解决了幻读的方案之一，对于RC级别来说，因为每次查询都重新生成一个read view，也就是查询的都是最新的快照数据，所以会可能每次查询到不一样的数据，造成不可重复读，而对于RR级别来说只有第一次的时候生成read view，查询的是事务开始的时候的快照数据，所以就不存在不可重复读的问题，当然就更不可能有幻读的问题了。

所以，现在我们说幻读，其实不是指快照读的场景，而是指的是当前读的场景。

当前读指的是lock in share mode、for update 、insert、update、delete这些需要加锁的操作。对于MVCC来说就是解决的快照读的场景，而对于当前读那么就是Next-Key Lock要解决的事情。

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。

比如执行语句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。

第二种都比较熟悉，叫做Gap Lock，也就是间隙锁，它用于锁定的索引之间的间隙，但是不会包含记录本身。

比如语句select * from user where age>1 and age<10 for update，将会锁住age在(1,10)的范围区间，此时其他事务对该区间的操作都会被阻塞。

间隙锁是可重复读RR隔离级别下特有的，另外还有几种场景也会不使用间隙锁。

1. 事务隔离级别设置为读已提交RC ，这样肯定没有间隙锁了。

2. Innodb_locks_unsafe_for_binlog设置为1

3. 另外一种情况适用于主键索引或者唯一索引的等值查询条件，比如select * from user where id=1，id是主键索引，这样只使用Record Lock就可以了，因为能唯一锁定一条记录，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。比如索引有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

上一篇关于更新SQL执行过程我们已经对这个基础有了一定的了解，在这里我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加入进去，这样通过SQL执行可以更好地理解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层会来查询数据
2. 存储引擎根据查询条件查到数据之后对数据进行加锁，Record Lock或者间隙锁，然后返回数据
3. Server层拿到数据之后调用API去存储引擎更新数据
4. 最后存储引擎返回结果，流程结束

搞一张表说明一下，user表有4个字段，id是主键索引，name是唯一索引，age是普通索引，city没有索引，然后插入一些测试数据，下面区分一下几种情况来说明是怎么加Next-Key Lock的，然后就知道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'会发生什么？

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，然后把数据都返回给Server层，然后Server层把city改成nanjing，再更新数据。

因此，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部加上间隙锁。

所以，更新的时候没有索引是非常可怕的一件事情，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。

普通索引

我们再假设一个语句select * from user where age=20 for update。

因为age是一个普通索引，存储引擎根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，因此现在无论怎样都无法插入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，那么还能插入比如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普通索引上，还会加在主键索引上，因为数据都是在主键索引下对吧，这个肯定也要加锁的，为了看起来简单点，就不画出来了）

唯一&主键索引

如果查询的是唯一索引又会发生什么呢？比如有查询语句select * from user where name='b' for update。

上面我们提到过，如果是唯一索引或者主键索引的话，并且是等值查询，实际上会发生锁降级，降级为Record Lock，就不会有间隙锁了。

因为主键或者唯一索引能保证值是唯一的，所以也就不需要再增加间隙锁了。

很显然，是无法插入name=b的的记录的，也不存在幻读问题。

如果是范围查询比如id>1 and id<11呢，实际上也是一样的锁定方式，不再赘述。

相比稍微有点不同的是上面也说过，唯一索引不光锁定唯一索引，还会锁定主键索引，主键索引的话只要索引主键索引就行了。

总结

那最后说了这么多，RR级别下不是都已经解决了幻读的问题吗，怎么还说有幻读的问题呢？

关于这个问题，可以看看这个报出的BUGhttps://bugs.mysql.com/bug.php?id=63870，回复说了这不是BUG，这是符合隔离规范的设计，有兴趣的自己看看吧。