臺上三分鐘，臺下三小時，兄弟們，今天咱們花三分鐘了解下資料庫中的兩種讀（select）操作：一致性非鎖定讀 和 一致性鎖定讀
一致性非鎖定讀
一致性非鎖定讀是什么？這里我先給出一個最最最簡單的解釋：一致性非鎖定讀就是讀快照！
快照即當前行資料之前的歷史版本，每行記錄可能存在多個歷史版本，或者說每行記錄可能有不止一個快照資料，一般我們將這種技術稱為 行多版本技術，而由于一個行記錄可能對應著多個快照（歷史版本），為此不可避免地會帶來一系列的并發問題，如何解決這些并發問題，就是所謂的 多版本并發控制（MVCC），當然，這不是本文的重點，
在不同事務隔離級別下，讀取的方式不同，只有在事務隔離級別 READ COMMITTED 和 REPEATABLE READ（默認）下，InnoDB 存盤引擎才會使用非鎖定的一致性讀，并且，即使都是使用非鎖定的一致性讀，它倆對于快照資料的定義也各不相同：
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在 READ COMMITTED 事務隔離級別下，總是讀取行的最新版本；如果行被鎖定了，非一致性讀不會因此去等待行上鎖的釋放，而是去讀取該行版本的最新一個快照，如下圖所示：
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在 REPEATABLE READ 事務隔離級別下，對于快照資料，非一致性讀總是讀取事務開始時的行資料版本
這么說可能還不是很好理解，舉個例子，這個時候又得掏出我們經典的 user 表了（滑稽），表中包含三個欄位 id、username、age，已存在一行記錄：
id = 1, username = 'Jack', age = 20;
1）第一步，我們開啟一個事務，執行如下陳述句：
事務 1:
begin;
select * from user where id = 1;
2）可以看到，第一個事務并沒有提交，這時，我們開啟第二個事務模擬并發，執行如下陳述句：
事務 2:
begin;
update user set id = 100 where id = 1;
3）在第二個事務中，將表中 id 為 1 的記錄修改為了 id=100，但是事務同樣沒有提交（即此時 id = 1 的行記錄被事務 2 加上了行鎖），這時如果在第一個事務中再次讀取 id 為 1 的記錄，那顯然還是 1 對吧：
事務 1:
select * from user where id = 1;
4）接著，我們再來提交下第 2 個事務中所作的修改：
事務 2:
commit;
由于當前 id = 1 的資料被修改成了 100，也就是說，當前 id = 100 的行記錄擁有了一個 id = 1 的歷史版本，
5）這個時候，再去事務 1 中讀取 id 為 1 的記錄，在 READ COMMITTED 和 REPEATABLE 事務隔離級別下得到結果就不一樣了：
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對于 READ COMMITTED 的事務隔離級別，由于事務 2 已經提交了，也就是說 id = 1 的行記錄沒有被事務 2 鎖定，所以就會去讀取該行的最新版本，即 id = 100，So， 在 READ COMMITTED 的事務隔離級別下，此時查詢 id = 1 的結果是 Empty Set；
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而在 REPEATABLE READ 事務隔離級別下，非一致性讀總是讀取事務開始時的行資料版本，也就是說，在事務 1 剛開始的時候，id = 1 的資料行是什么樣，現在讀到的就是什么樣的：
可以結合下面這張圖來回顧下上述的程序：
一致性鎖定讀
其實從名字上也能看出來，非一致性鎖定讀適用于對資料一致性要求不是很高的情況，比如在 READ COMMITTED 隔離級別下，即使行被鎖定了，非一致性讀也可以讀到該行版本的最新一個快照，也即，非鎖定讀機制極大地提高了資料庫的并發性，
而一致性鎖定讀適用于對資料一致性要求比較高的情況，這個時候我們需要對讀操作進行加鎖以保證資料邏輯的一致性，
InnoDB 存盤引擎對讀操作支持兩種一致性鎖定讀方式，或者說對讀操作支持兩種加鎖方式：
SELECT ... FOR UPDATE，對于讀取的行記錄加一個 X 排它鎖，其他事務不能對鎖定的行加任何鎖SELECT ... LOCK IN SHARE MODE，對于讀取的行記錄添加一個 S 共享鎖，其它事務可以向被鎖定的行加 S 鎖，但是不允許添加 X 鎖，否則會被阻塞住
So，如何用大白話解釋一致性鎖定讀？上面這兩條特殊的 select 陳述句就是一致性鎖定讀！一致性鎖定讀就是給行記錄加 X 鎖或 S 鎖！
簡單不？
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