假设存在如下表：
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);
可重复读级别下的幻读实例
| session1 | session2 | |
| T1 | set autocommit =0; begin; |
|
| T2 | set autocommit =0; begin; |
|
| T3 | insert into t values(1,1,5); #1062 - Duplicate entry '1' for key 'PRIMARY', Time: 0.000000s，但是根本查不到id=1的记录 select * from t where d=5; #上面sql结果还是只有id=5，那insert语句的1062错误是怎么报的，这里就是幻读 commit; |
分析：上面session1执行insert into t values(1,1,5);报的1062错误就是幻读，session1的第二处select查询是快照读（session1事务对应版本的数据），是不会看到别的事务插入的数据，但session1的insert进行的是当前读，读取的都是最新版本的数据，能读到session2的insert的记录。
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。
这里，我需要对“幻读”做一个说明：
- 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。
- 幻读仅专指“新插入的行”。
可重复读级别下避免幻读的实例
| session1 | session2 | |
| T1 | begin; |
|
| T2 | begin; |
|
| T3 | #下面的语句能正常执行 insert into t values(1,1,5); select * from t where d=5; commit; |
避免幻读的方式：上面session1的select增加for update后，session2的insert语句会被blocked，直到session1事务提交，这样幻读就不会出现了，那么这个for update究竟做了什么，实际上，因为d=5没有走索引，所以进行了全表扫描，因此使用了表锁，这里表锁可以这样理解，已有的6条记录均加了行锁，上面6条记录之间也被加了间隙锁，分别是 (-∞,0）、(0,5）、(5,10）、(10,15）、(15,20）、(20, 25）、(25, +suprenum）；下面介绍下间隙锁。
间隙锁
注意：可重复读级别下才会有间隙锁！！！！
数据行是可以加上锁的实体，数据行之间的间隙，也是可以加上锁的实体。但是间隙锁跟我们之前碰到过的锁都不太一样。行锁有冲突关系的是“另外一个行锁”。但是间隙锁不一样，间隙锁之间都不存在冲突关系，跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作，所以上面的例子增加间隙锁以后，session2中就不能插入记录了。
间隙锁导致的死锁问题
需求：针对上面的表和里面6条记录，任意锁住一行，如果这一行不存在的话就插入，如果存在这一行就更新它的数据，代码如下：
begin;
select * from t where id=N for update;
/* 如果行不存在 */
insert into t values(N,N,N);
/* 如果行存在 */
update t set d=N where id=N;
commit;
假设上面N=9，并发场景如下：
session A 执行 select ... for update 语句，由于 id=9 这一行并不存在，因此会加上间隙锁 (5,10);
session B 执行 select ... for update 语句，同样会加上间隙锁 (5,10)，间隙锁之间不会冲突，因此这个语句可以执行成功；
session B 试图插入一行 (9,9,9)，被 session A 的间隙锁挡住了，只好进入等待；
session A 试图插入一行 (9,9,9)，被 session B 的间隙锁挡住了。
至此，两个 session 进入互相等待状态，形成死锁。当然，InnoDB 的死锁检测马上就发现了这对死锁关系，让 session A 的 insert 语句报错返回了。
所以 间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的。
间隙锁导致的死锁的解决
因为间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效，所以把隔离级别设置为读提交的话，就没有间隙锁了。但同时，你要解决可能出现的数据和日志不一致问题，需要把 binlog 格式设置为 row。这，也是现在不少公司使用的配置组合。
读已提交下的数据和日志不一致问题
因为binlog的落盘按照事务提交的顺序，所以在binlog里面，执行序列是这样的：
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)*/
id=1这一行，
在主库中，因为语句执行顺序原因，执行session1的update t set d=100 where d=5时，session3中id=1的记录还没有插入，所以id=1的行最终也还是d=5
在binlog中，因为session3先提交，所以先记录session3的insert into t values(1,1,5);，再执行session2的update t set d=100 where d=5，且update执行的操作是当前读（读最新），所以binglog执行id=1的结果是d=100
这样如果你拿着binglog做主从或者克隆一个库，id=1记录都会因为d发生数据的不一致性。
问题： binlog 格式设置 row，那么binlog是怎么记录的呢？难道不是按照事务，而是按照sql实际的执行顺序？--笔者也不清楚
mysql设置隔离级别
SET [SESSION|GLOBAL] TRANSACTION ISOLATION LEVEL [READ UNCOMMITTED|READ COMMITTED|REPEATABLE READ|SERIALIZABLE]
SET GLOBAL TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ;
上面语句执行后你执行SELECT @@tx_isolation，会发现隔离级别并没有改变，只要你关闭所有的数据库会话，然后重新连接，新的隔离级别才会生效
隔离级别和条件是否走索引对select for update的影响
对select for update而言，只有通过索引条件检索数据，InnoDB才会使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！
还是开始的表结构，需要明确的是字段c是索引，字段d是索引；set autocommit =0;自动提交已关闭！
where条件不走索引
select * from t where d=5 for update;（c是索引，d不是索引）
可重复读级别下：上锁（next-key lock）范围内insert都不可以，一般的select都可以，select for update都不可以，因为d=5条件没有走索引，所以此时是表锁
读已提交级别下：insert都可以，一般的select都可以，select for update都不可以，此时是表锁
这里再说明下，可重复读级别下不走索引的上锁方式，因为不走索引，所以是进行了全表扫描，实际是表锁，即锁住所有行和间隙，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25）、(25, +suprenum]
where条件走索引：
select * from t where c=5 for update;（c是索引），
可重复读级别下：上锁范围内insert不可以，一般的select都可以，select c=5 for update不可以，别的for update都可以，因为走了索引，此时行锁，仅仅锁了id=5一行记录，同时加了所有的间隙锁
读已提交级别下：insert都可以，一般的select都可以，select * from t where c=5 for update 不可以，别的for update都可以，此时仅仅锁了c=5那一行，因为c是索引。
总结：
Innodb中select for update的使用：
只要是可重复读隔离级别下，此时一定会有间隙锁，被锁范围内insert一定不可以
只要where条件走了索引，则只会对条件命中的记录上行锁，此时别的select for update不会阻塞；如果where条件没有走索引，就会上表锁，导致所有的select for update阻塞。其实和表锁效果一样，此时加的就是表锁。
innodb中行锁、间隙锁与表的增删该查的关系
行锁包括两种锁，行共享锁和行排他锁，排他锁与两种锁均互斥，共享锁之间不互斥
行锁的加锁时间：执行语句需要的时候加上，用完也不释放，事务commit完才会释放
间隙锁与插入操作互斥
select可以获得两种锁：普通select不加锁，select lock in share mode获取行共享锁，select for update获得排他锁
update delete和insert均在执行的时候获取行排他锁。
间隙锁，next-key lock、行锁之间的关系
以上面(0,0,0),(5,5,5)两条记录为例来讲解，
间隙锁是(0,5),此时id=0和id=5都没有上锁，但是0<id<5范围内上锁，不允许另一事务在该范围内插入、删除和update
行锁是id=0和id=5两行上面的锁，不能对id=0和id=5做插入删除和update的操作
next-key lock：对（0,5]范围内上锁，实际是间隙锁+行锁，此时0<id<=5上锁，该范围内不允许插删更。
next-key加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”
原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock。next-key lock 是前开后闭区间,如（5，10]。
原则 2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
优化 1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。
优化 2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁。
一个 bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。
下面介绍下几种上锁的实际案例，用于理解上面的规则。环境都是 INnodb ，可重复读隔离级别
初始案例
#session1
begin;
select * from t where c=5 lock in share mode ;
#session2
#因为c=9，会被阻塞
insert into t values(28,9,22);
#不会被阻塞
insert into t values(28,10,22);
c=5条件会加两个next-key lock，c的值上锁（0，5]和（5，10],根据优化2，（5，10]会退化成（5，10）
所以最终锁：（0，5]和（5，10)，即c的值在上面范围内均不可插入。
这里说明一点，where 中条件的字段是那一列，就会对那一列上锁，例如上面where c =5则只会对c字段上锁。
案例1-行锁可以加到整行上，也可以加到索引上
innodb 可重复读隔离级别 字段id主键，字段c索引，关闭自动提交
#session1
begin;
select * from t where c=5 lock in share mode ;
#session2 下面的sql会被阻塞
update t set d=d+1 where id=5
但是如果将session1中的select * 修改为select id，你会发现session2中的update不会阻塞，会正常执行，原因：select id时走的是覆盖索引，此时并没有将id=5的记录上行锁，仅仅是将c字段对应的索引上c=5处加了行锁，故如果你在session2中继续执行update t set c=c+1 where id=5;就会被阻塞。
案例二
begin;
update t set d=d+1 where id=7 ;
刚开始加的锁是（5，10],根据优化2，最终锁范围是（5，10）的间隙锁，不包括id=10
案例三 主键索引范围锁
select * from t where id>=10 and id<11 for update;
对于条件id>=10,（5，10]的next-key lock，因为是id是唯一索引，根据优化1，退化为id=10的行锁
id<11,加（10，15]的next-key lock，并且是范围查询，不会执行优化2
最终的锁： id=10行锁+（10，15]的next-key lock
案例四 非唯一索引范围锁
select * from t where c>=10 and c<11 for update;
对于条件c>=10,c索引加上（5，10]的next-key lock，因为是c不是唯一索引，锁不会退化
c<11，c索引加（10，15]的next-key lock，并且是范围查询，不会执行优化2
最终的锁： （5，10]的next-key lock+（10，15]的next-key lock
案例五
select * from t where id>10 and id<=15 for update;
条件id>10 会加（10，15] next-key lock
id<=15 会根据上面规则中的bug加一个（15，20] next-key lock
所以总共的锁：（10，15] +（15，20]
案例6
先插入一条记录，insert into t values(30,10,30);，此时c的索引结构如下：
执行delete from t where c=10;
先访问第一个 c=10 的记录。同样地，根据原则 1，这里加的是 (c=5,id=5) 到 (c=10,id=10) 这个 next-key lock。
然后， 向右查找，直到碰到 (c=15,id=15) 这一行，循环才结束。根据优化 2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成 (c=10,id=10) 到 (c=15,id=15) 的间隙锁。所以delete 语句在索引 c 上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分：
如果delete语句修改为elete from t where c=10 limit 2;呢
delete 语句明确加了 limit 2 的限制，因此在遍历到 (c=10, id=30) 这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。
因此，索引 c 上的加锁范围就变成了从（c=5,id=5) 到（c=10,id=30) 这个前开后闭区间，如下图所示：
案七：next-key lock 实际上是间隙锁和行锁加起来的结果
现在，我们按时间顺序来分析一下为什么是这样的结果。
session A 启动事务后执行查询语句加 lock in share mode，在索引 c 上加了 next-key lock(5,10] 和间隙锁 (10,15)；
session B 的 update 语句也要在索引 c 上加 next-key lock(5,10] ，进入锁等待；
然后 session A 要再插入 (8,8,8) 这一行，被 session B 的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB 让 session B 回滚。你可能会问，session B 的 next-key lock 不是还没申请成功吗？
其实是这样的，session B 的“加 next-key lock(5,10] ”操作，实际上分成了两步，先是加 (5,10) 的间隙锁，加锁成功；然后加 c=10 的行锁，这时候才被锁住的。
也就是说，我们在分析加锁规则的时候可以用 next-key lock 来分析。但是要知道，具体执行的时候，是要分成间隙锁和行锁两段来执行的。