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在之前的博客中，我写了一系列的著作，相比系统的学习了 MySQL 的事务、休止级别、加锁经过以及死锁，我自合计对常见 SQL 语句的加锁旨趣照旧掌捏的弥散了，但看到矜恤网友在挑剔中提议的一个问题，我照旧透顶被问蒙了。
他的问题是这么的：
加了插入意向锁后，插入数据之前，此时扩充了 select...lock in share mode 语句（莫得取到待插入的值），然后插入了数据，下一次再扩充 select...lock in share mode（不会跟插入意向锁突破），发现多了一条数据，于是又产生了幻读。会出现这种情况吗？
澳门威利斯人官方网站这个问题初看上去很简便，在 RR 休止级别下，假定要插入的纪录不存在，要是先扩充 select...lock in share mode 语句，很昭着会在纪录缺欠之间加上 GAP 锁，而 insert 语句领先会对纪录加插入意向锁，插入意向锁和 GAP 锁突破，是以uG环球现金网不存在幻读；要是先扩充 insert 语句后扩充 select...lock in share mode 语句，由于 insert 语句在插入纪录之后，会对纪录加 X 锁，它会阻隔 select...lock in share mode 对纪录加 S 锁，是以也不存在幻读。两种情况如下所示：
先扩充 insERT 后扩充 SELECT：
先扩充 SELECT 后扩充 insERT：
然而咱们仔细想一想就会发现那边有点不合劲，咱们知谈 insert 语句会先在插入缺欠上加上插入意向锁，然后开动写数据，写完数据之后再对纪录加上 X 纪录锁。
博彩入口那么问题就来了，要是在 insert 语句加插入意向锁之后，写数据之前，扩充了 select...lock in share mode 语句，这个时候 GAP 锁和插入意向锁是不突破的，查询出来的纪录数为 0，然后 insert 语句写数据，加 X 纪录锁，因为纪录锁和 GAP 锁亦然不突破的，是以 insert 得手插入了一条数据，这个时候要是事务提交，select...lock in share mode 语句再次扩充查询出来的纪录数便是 1，岂不是就出现了幻读？
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通盘经过如下所示（咱们把 insert 语句的扩充分红两个阶段，insERT 1 加插入意向锁，还没写数据，insERT 2 写数据，加纪录锁）：
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在得出上头的论断时，我也感到很讶异。按理是不行能出现这种情况的，只能能是我对这两个语句的加锁过程还莫得想明白。
于是我又去温习了一遍 MySQL 官方文档，Locks Set by Different SQL Statements in InnoDB 这篇文档对各个语句的加锁有翔实的形容，其中对 insert 的加锁过程是这么说的（这应该是集合上先容 MySQL 加锁机制被援用最多的文档，算计亦然被诬陷最多的文档）：
insERT sets an exclusive lock on the inserted row. This lock is an index-record lock， not a next-key lock (that is， there is no gap lock) and does not prevent other sessions from inserting into the gap before the inserted row.
沙巴彩票网Prior to inserting the row， a type of gap lock called an insert intention gap lock is set. This lock signals the intent to insert in such a way that multiple transactions inserting into the same index gap need not wait for each other if they are not inserting at the same position within the gap. Suppose that there are index records with values of 4 and 7. Separate transactions that attempt to insert values of 5 and 6 each lock the gap between 4 and 7 with insert intention locks prior to obtaining the exclusive lock on the inserted row， but do not block each other because the rows are nonconflicting.
If a duplicate-key error occurs， a shared lock on the duplicate index record is set. This use of a shared lock can result in deadlock should there be multiple sessions trying to insert the same row if another session already has an exclusive lock. This can occur if another session deletes the row.
这里讲到了 insert 会对插入的这札纪录加排他纪录锁，在加纪录锁之前还会加一种 GAP 锁，叫作念插入意向锁，要是出现唯独键突破，还会加一个分享纪录锁。这和我之前的相识是绝对雷同的，那么究竟是怎样回事呢？难谈 MySQL 的 RR 果然会出现幻读征象？
在 Google 上搜索了很久，并莫得找到 MySQL 幻读的问题，百念念不得其解之际，遂决定从 MySQL 的源码中一探究竟。另外，MySQL 系列口试题和谜底全部整理好了，微信搜索Java技艺栈，在后台发送：口试，不错在线阅读。
二、编译 MySQL 源码编译 MySQL 的源码相等简便，然而中间也有几个坑，要是能绕过这几个坑，在土产货调试 MySQL 是一件很容易的事（诚然能调试源码是一趟事，能看懂源码又是另一趟事了）。
我的环境是 Windows 10 x64，系统上装配了 Visual Studio 2012，要是你的开荒环境和我不雷同，编译顺序可能也会不同。
在开动之前，领先要从官网下载 MySQL 源码：
之前的消息显示，Mate 60可能搭载骁龙8 Gen 2 4G处理器（国产5G射频芯片）和6.78英寸刘海曲面屏（2.48mm超窄四等边）。
这里我选拔的是 5.6.40 版块，操作系统下拉列内外选 Source Code，OS Version 选拔 Windows（Architecture Independent），然后就不错下载打包好的 zip 源码了。
将源码解压缩到 D:\mysql-5.6.40 目次，在编译之前，还需要再装配几个必要软件：
CMake：CMake 自身并不是编译器具，它是通过编写一种平台无关的 CMakeList.txt 文献来定制编译经过的，然后再阐发办法用户的平台进一步生成所需的土产货化 Makefile 和工程文献，如 Unix 的 Makefile 或 Windows 的 Visual Studio 工程； Bison：MySQL 在扩充 SQL 语句时，势必要对 SQL 语句进行瓦解，一般来说语法瓦解器会包含两个模块：词法分析和语司法矩。词法分析和语司法矩模块有两个较练习的开源器具 Flex 和 Bison 区分用来贬责这两个问题。MySQL 出于性能和无邪接洽，选拔了我方完成词法瓦解部分，语司法矩部分使用了 Bison，是以这里咱们还要先装配 Bison。Bison 的默许装配旅途为 C:\Program Files\GnuWin32，然而千万不要这么，一定要铭刻选拔一个不带空格的目次，比方 C:\GnuWin32 要否则在背面使用 Visual Studio 编译 MySQL 时会卡死； Visual Studio：没什么好说的，Windows 环境下算计莫得比它更好的开荒器具了吧。装配好 CMake 和 Bison 之后，铭刻要把它们都加到 PATH 环境变量中。作念好准备使命，咱们就不错开动编译了，领先用 CMake 生成 Visual Studio 的工程文献：
D:\mysql-5.6.40> mkdir project D:\mysql-5.6.40> cd project D:\mysql-5.6.40\project> cmake -G "Visual Studio 11 2012 Win64" ..
cmake 的 -G 参数用于指定生成哪种类型的工程文献，这里是 Visual Studio 2012，不错径直输入 cmake -G 稽查维持的工程类型。要是没问题，会在 project 目次下生成一堆文献，其中 MySQL.sln 便是咱们要用的工程文献，使用 Visual Studio 绽放它。
绽放 MySQL.sln 文献，会在 Solution Explorer 看到 130 个技俩，其中有一个叫 ALL_BUILD，这个时候要是径直编译，编译会失败，在这之前，咱们还要对代码作念点修改：
领先是 sql\sql_locale.cc 文献，看名字就知谈这个文献用于国外化与原土化，这个文献里有各个国度的言语字符，然而这个文献却是 ANSI 编码，是以要将其改成 Unicode 编码； 绽放 sql\mysqld.cc 文献的第 5239 行，将 DBUG_ASSERT(0) 改成 DBUG_ASSERT(1)，要否则调试时会触发断言；现时咱们不错编译通盘工程了，选中 ALL_BUILD 技俩，Build，然后静静的恭候 5 到 10 分钟，要是出现了 Build: 130 succeeded， 0 failed 这么的请示，那么恭喜，你现时不错尽情的调试 MySQL 了。
咱们将 mysqld 成就为 Startup Project，然后加个号召行参数 --console，这么不错在闭幕台里稽查打印的调试信息：
另外 client\Debug\mysql.exe 这个文献是对应的 MySQL 的客户端，不错径直双击运行，默许使用的用户为 ODBC@localhost，要是要以 root 用户登录，不错扩充 mysql.exe -u root，不需要密码。
三、调试 insERT 加锁经过领先咱们创建一个数据库 test，然后创建一个测试表 t，主键为 id，并插入测试数据：
> use test; > create table t(id int NOT NULL AUTO_INCREMENT ， PRIMARY KEY (id)); > insert into t(id) values(1)，(10)，(20)，(50);
然后咱们开两个客户端会话，一个会话扩充 insert into t(id) value(30)，另一个会话扩充 select * from t where id = 30 lock in share mode。很昭着，要是咱们能在 insert 语句加插入意向锁之后写数据之前下个断点，再在另一个会话中扩充 select 就不错模拟出这种场景了。
那么咱们来找下 insert 语句是在哪加插入意向锁的。第一次看 MySQL 源码可能会有些不知所措，调着调着就会迷失在深深的调用层级中，咱们看 insert 语句的调用堆栈，一开动时还相比容易相识，从 mysql_parse -> mysql_execute_command -> mysql_insert -> write_record -> handler::ha_write_row -> innobase::write_row -> row_insert_for_mysql，这里就参预 InnoDb 引擎了。
然后陆续往下跟：row_ins_step -> row_ins -> row_ins_index_entry_step -> row_ins_index_entry -> row_ins_clust_index_entry -> row_ins_clust_index_entry_low -> btr_cur_optimistic_insert -> btr_cur_ins_lock_and_undo -> lock_rec_insert_check_and_lock。
全部跟下来，都莫得发现插入意向锁的痕迹，直到 lock_rec_insert_check_and_lock 这里：
if (lock_rec_other_has_conflicting( static_cast<enum lock_mode>( LOCK_X | LOCK_GAP | LOCK_insERT_INTENTION)， block， next_rec_heap_no， trx)) { /* Note that we may get DB_SUCCESS also here! */ trx_mutex_enter(trx); err = lock_rec_enqueue_waiting( LOCK_X | LOCK_GAP | LOCK_insERT_INTENTION， block， next_rec_heap_no， index， thr); trx_mutex_exit(trx); } else { err = DB_SUCCESS; }
这里是查验是否有和插入意向锁突破的其他锁，要是有突破，就将插入意向锁加到锁恭候部队中。这很昭着是先扩充 select ... lock in share mode 语句再扩充 insert 语句时的情景，插入意向锁和 GAP 突破。但这不是咱们要找的点，于是陆续探索，然而可惜的是，直到 insert 扩充闭幕，我都莫得找到加插入意向锁的场合。
跟代码相等逶迤，我悲悼是因为我跟丢了某块的逻辑导致没看到加锁，于是我看了看加其他锁的场合，发现时 InnoDb 里行锁都是通过调 lock_rec_add_to_queue（莫得锁突破） 大约 lock_rec_enqueue_waiting（有锁突破，需要恭候其他事务开释锁） 来杀青的，于是在这两个函数凹凸断点，扩充一条 insert 语句，依然莫得断下来，露出 insert 语句莫得加任何锁！
到这里我一刹想起之前作念过的 insert 加锁的履行，扩充 insert 之后，要是莫得任何突破，在 show engine innodb status 号召中是看不到任何锁的，这是因为 insert 加的是隐式锁。什么是隐式锁？隐式锁的事理便是莫得锁！
是以，根柢就不存在之前说的先加插入意向锁，再加排他纪录锁的说法，在扩充 insert 语句时，什么锁都不会加。这就有点事理了，要是 insert 什么锁都不加，皇冠账号那么要是其他事务扩充 select ... lock in share mode，它是怎样阻隔其他事务加锁的呢？
谜底就在于隐式锁的调遣。
InnoDb 在插入纪录时，是不加锁的。要是事务 A 插入纪录且未提交，这局势务 B 尝试对这札纪录加锁，事务 B 会先去判断纪录上保存的事务 id 是否活跃，要是活跃的话，那么就匡助事务 A 去建设一个锁对象，然后自身参预恭候事务 A 状况，这便是所谓的隐式锁调遣为显式锁。
皇冠客服飞机：@seo3687咱们跟一下扩充 select 时的经过，要是 select 需要加锁，则会走：sel_set_rec_lock -> lock_clust_rec_read_check_and_lock -> lock_rec_convert_impl_to_expl，lock_rec_convert_impl_to_expl 函数的中枢代码如下：
impl_trx = trx_rw_is_active(trx_id， NULL); if (impl_trx != NULL && !lock_rec_has_expl(LOCK_X | LOCK_REC_NOT_GAP， block， heap_no， impl_trx)) { ulint type_mode = (LOCK_REC | LOCK_X | LOCK_REC_NOT_GAP); lock_rec_add_to_queue( type_mode， block， heap_no， index， impl_trx， FALSE); }
领先判断事务是否活跃，然后查验是否已存在排他纪录锁，要是事务活跃且不存在锁，则为该事务加上排他纪录锁。而身手务的锁是通过 lock_rec_convert_impl_to_expl 之后的 lock_rec_lock 函数来加的。
Spring Boot 基础就不先容了，保举下这个实战教程：
https://www.javastack.cn/categories/Spring-Boot/
到这里，这个问题的头绪照旧很澄澈了：
扩充 insert 语句，判断是否有和插入意向锁突破的锁，要是有，加插入意向锁，参预锁恭候；要是莫得，径直写数据，不加任何锁； 扩充 select ... lock in share mode 语句，判断纪录上是否存在活跃的事务，要是存在，则为 insert 事务创建一个排他纪录锁，并将我方加入到锁恭候部队；是以不存在网友所说的幻读问题。那么事情到此闭幕了么？并莫得。
致密的你会发现，扩充 insert 语句时，从判断是否有锁突破，到写数据，这两个操作之间照旧随机间差的，要是在这之间扩充 select ... lock in share mode 语句，由于此时纪录还不存在，是以也不存在活跃事务，不会触发隐式锁调遣，这条语句会复返 0 札纪录，并加上 GAP 锁；而 insert 语句陆续写数据，不加任何锁，在 insert 事务提交之后，select ... lock in share mode 就能查到 1 札纪录，这岂不是还有幻读问题吗？
为了透顶搞明晰这中间的细节，咱们在 lock_rec_insert_check_and_lock 查验完锁突破之后下个断点，然后在另一个事务中扩充 select ... lock in share mode，要是它能得手复返 0 札纪录，加上 GAP 锁，露出就存在幻读。不外事实上，这条 SQL 语句扩充的时候卡住了，并不会复返 0 札纪录。从 show engine innodb status 的 TRANSACTIONS 里咱们看不到任何行锁突破的信息，然而咱们从 RW-LATCH INFO 中却不错看出一些端倪：
------------- RW-LATCH INFO ------------- RW-LOCK: 000002C97F62FC70 Locked: thread 10304 file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\btr\btr0cur.cc line 879 S-LOCK RW-LOCK: 000002C976A3B998 Locked: thread 10304 file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\btr\btr0cur.cc line 256 S-LOCK Locked: thread 10304 file d:\mysql-5.6.40\storage\innobase\include\btr0pcur.ic line 518 S-LOCK Locked: thread 2820 file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\btr\btr0cur.cc line 256 S-LOCK Locked: thread 2820 file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\row\row0ins.cc line 2339 S-LOCK RW-LOCK: 000002C976A3B8A8 Waiters for the lock exist Locked: thread 2820 file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\btr\btr0cur.cc line 256 X-LOCK Total number of rw-locks 16434 OS WAIT ARRAY INFO: reservation count 10 --Thread 10304 has waited at btr0cur.cc line 256 for 26.00 seconds the semaphore: S-lock on RW-latch at 000002C976A3B8A8 created in file buf0buf.cc line 1069 a writer (thread id 2820) has reserved it in mode exclusive number of readers 0， waiters flag 1， lock_word: 0 Last time read locked in file btr0cur.cc line 256 Last time write locked in file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\btr\btr0cur.cc line 256 OS WAIT ARRAY INFO: signal count 8 Mutex spin waits 44， rounds 336， OS waits 7 RW-shared spins 3， rounds 90， OS waits 3 RW-excl spins 0， rounds 0， OS waits 0 Spin rounds per wait: 7.64 mutex， 30.00 RW-shared， 0.00 RW-excl
这里列出了 3 个 RW-LOCK：000002C97F62FC70、000002C976A3B998、000002C976A3B8A8。其中不错看到临了一个 RW-LOCK 有其他线程在恭候其开释（Waiters for the lock exist）。底下列出了通盘恭候该锁的线程，Thread 10304 has waited at btr0cur.cc line 256 for 26.00 seconds the semaphore，这里的 Thread 10304 便是咱们正在扩充 select 语句的线程，它卡在了 btr0cur.cc 的 256 行，咱们稽查 Thread 10304 的堆栈：
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btr0cur.cc 的 256 行位于 btr_cur_latch_leaves 函数，如下所示，通过 btr_block_get 来加锁，看起来像是在调查 InnoDb B+ 树的叶子节点时卡住了：
case BTR_MODIFY_LEAF: mode = latch_mode == BTR_SEARCH_LEAF ? RW_S_LATCH : RW_X_LATCH; get_block = btr_block_get( space， zip_size， page_no， mode， cursor->index， mtr);
这里的 latch_mode == BTR_SEARCH_LEAF，是以加锁的 mode 为 RW_S_LATCH。
这里要先容一个新的意见，叫作念 Latch，一般也把它翻译成 “锁”，但它和咱们之前战斗的行锁表锁（Lock）是有区别的。这是一种轻量级的锁，锁定时间一般相等短，它是用来保证并发线程不错安全的操作临界资源，时常莫得死锁检测机制。Latch 不错分为两种：MUTEX（互斥量）和 RW-LOCK（读写锁），很昭着，这里咱们看到的是 RW-LOCK。
欧博试玩咱们回溯一下 select 语句的调用堆栈：ha_innobase::index_read -> row_search_for_mysql -> btr_pcur_open_at_index_side -> btr_cur_latch_leaves，从调用堆栈不错看出 select ... lock in share mode 语句在调查索引，那么为什么调查索引会被卡住呢？
接下来咱们望望这个 RW-LOCK 是在那边加上的？从日记里不错看到 Locked: thread 2820 file D:\mysql-5.6.40\storage\innobase\btr\btr0cur.cc line 256 X-LOCK，是以这个锁是线程 2820 加上的，加锁的位置也在 btr0cur.cc 的 256 行，稽查函数援用，很快咱们就查到这个锁是在扩充 insert 时加上的，函数堆栈为：row_ins_clust_index_entry_low -> btr_cur_search_to_nth_level -> btr_cur_latch_leaves。
优惠咱们看这里的 row_ins_clust_index_entry_low 函数（无关代码已不详）：
UNIV_INTERN dberr_t row_ins_clust_index_entry_low( /*==========================*/ ulint flags， /*!< in: undo logging and locking flags */ ulint mode， /*!< in: BTR_MODIFY_LEAF or BTR_MODIFY_TREE， depending on whether we wish optimistic or pessimistic descent down the index tree */ dict_index_t* index， /*!< in: clustered index */ ulint n_uniq， /*!< in: 0 or index->n_uniq */ dtuple_t* entry， /*!< in/out: index entry to insert */ ulint n_ext， /*!< in: number of externally stored columns */ que_thr_t* thr) /*!< in: query thread */ { /* 开启一个 mini-transaction */ mtr_start(&mtr); /* 调用 btr_cur_latch_leaves -> btr_block_get 加 RW_X_LATCH */ btr_cur_search_to_nth_level(index， 0， entry， PAGE_CUR_LE， mode， &cursor， 0， __FILE__， __LINE__， &mtr); if (mode != BTR_MODIFY_TREE) { /* 不需要修改 BTR_TREE，乐不雅插入 */ err = btr_cur_optimistic_insert( flags， &cursor， &offsets， &offsets_heap， entry， &insert_rec， &big_rec， n_ext， thr， &mtr); } else { /* 需要修改 BTR_TREE，先乐不雅插入，乐不雅插入失败则进行悲不雅插入 */ err = btr_cur_optimistic_insert( flags， &cursor， &offsets， &offsets_heap， entry， &insert_rec， &big_rec， n_ext， thr， &mtr); if (err == DB_FAIL) { err = btr_cur_pessimistic_insert( flags， &cursor， &offsets， &offsets_heap， entry， &insert_rec， &big_rec， n_ext， thr， &mtr); } } /* 提交 mini-transaction */ mtr_commit(&mtr); }
这里是扩充 insert 语句的要道，不错发现扩充插入操作的前后区分有一瞥代码：mtr_start() 和 mtr_commit()。这被称为 迷你事务（mini-transaction），既然叫作念事务，那这个函数的操作笃定是原子性的，事实上确乎如斯，insert 会在查验锁突破和写数据之前，会对纪录所在的页加一个 RW-X-LATCH 锁，扩充完写数据之后再开释该锁（内容上写数据的操作便是写 redo log（重作念日记），将脏页加入 flush list，这个背面随机间再深化分析了）。
这个锁的开释相等快，然而这个锁足以保证在插入数据的过程中其他事务无法调查纪录所在的页。mini-transaction 也不错包含子事务，内容上在 insert 的扩充过程中就会增多个 mini-transaction。
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每个 mini-transaction 会征服底下的几个端正：
修改一个页需要获取该页的 X-LATCH； 调查一个页需要获取该页的 S-LATCH 或 X-LATCH； 持有该页的 LATCH 直到修改大约调查该页的操作完成。是以，临了的临了，真相唯有一个：insert 和 select ... lock in share mode 不会发生幻读。通盘经过如下：
扩充 insert 语句，对要操作的页加 RW-X-LATCH，然后判断是否有和插入意向锁突破的锁，要是有，加插入意向锁，参预锁恭候；要是莫得，径直写数据，不加任何锁，闭幕后开释 RW-X-LATCH； 扩充 select ... lock in share mode 语句，对要操作的页加 RW-S-LATCH，要是页面上存在 RW-X-LATCH 会被阻止，莫得的话则判断纪录上是否存在活跃的事务，要是存在，则为 insert 事务创建一个排他纪录锁，并将我方加入到锁恭候部队，临了也会开释 RW-S-LATCH。