零、環境準備

mysql版本：8.0.20

除錯IDE：Visual Studio Code

一、問題引入

看如下一條sql陳述句：

# table T (id int, name varchar(20)) 

delete from T where id = 10；

MySQL在執行的程序中，是如何加鎖呢？

再看下面這條陳述句：

select * from T where id = 5；

那這條陳述句呢？其實這其中包含太多知識點了，要回答這兩個問題，首先需要了解一些知識，

二、相關知識回顧

2.1 多版本并發控制

在MySQL默認存盤引擎InnoDB中，實作的是基于多版本的并發控制協議——MVCC（Multi-Version Concurrency Control）（注：與MVVC相對的，是基于鎖的并發控制，Lock-Based Concurrency Control），

其中MVCC最大的好處是：讀不加鎖，讀寫不沖突，在讀多寫少的OLTP應用中，讀寫不沖突是非常重要的，極大的提高了系統的并發性能，在現階段，幾乎所有的RDBMS，都支持MVCC，其實，MVCC就一句話總結：同一份資料臨時保存多個版本的一種方式，進而實作并發控制，

2.2 當前讀和快照讀

在MVCC并發控制中，讀操作可以分為兩類：快照讀與當前讀，

快照讀（簡單的select操作）：讀取的是記錄中的可見版本（可能是歷史版本），不用加鎖，這你就知道第二個問題的答案了吧，
當前讀（特殊的select操作、insert、delete和update）：讀取的是記錄中最新版本，并且當前讀回傳的記錄都會加上鎖，這樣保證了了其他事務不會再并發修改這條記錄，

2.3 聚集索引

也叫做聚簇索引，在InnoDB中，資料的組織方式就是聚簇索引：完整的記錄，儲存在主鍵索引中，通過主鍵索引，就可以獲取記錄中所有的列，

2.4 最左前綴原則

也就是最左優先，這條原則針對的是組合索引和前綴索引，理解：

1、在MySQL中，進行條件過濾時，是按照向右匹配直到遇到范圍查詢（>,<,between,like）就停止匹配，比如說a = 1 and b = 2 and c > 3 and d = 4 如果建立(a, b, c, d)順序的索引，d是用不到索引的，如果建立(a, b, d, c)索引就都會用上，其中a，b，d的順序可以任意調整，

2、= 和 in 可以亂序，比如 a = 1 and b = 2 and c = 3 建立(a, b, c)索引可以任意順序，MySQL的查詢優化器會優化索引可以識別的形式，

2.5 兩階段鎖

傳統的RDMS加鎖的一個原則，就是2PL(Two-Phase Locking，二階段鎖)，也就是說鎖操作分為兩個階段：加鎖階段和解鎖階段，并且保證加鎖階段和解鎖階段不想交，也就是說在一個事務中，不管有多少條增刪改，都是在加鎖階段加鎖，在 commit 后，進入解鎖階段，才會全部解鎖，

2.6 隔離級別

MySQL/InnoDB中，定義了四種隔離級別：

Read Uncommitted：可以讀取未提交記錄，此隔離級別不會使用，
Read Committed（RC）：針對當前讀，RC隔離級別保證了對讀取到的記錄加鎖（記錄鎖），存在幻讀現象，
Repeatable Read（RR）：針對當前讀，RR隔離級別保證對讀取到的記錄加鎖（記錄鎖），同時保證對讀取的范圍加鎖，新的滿足查詢條件的記錄不能夠插入（間隙鎖），不存在幻讀現象，
Serializable：從MVCC并發控制退化為基于鎖的并發控制，不區別快照讀和當前讀，所有的讀操作都是當前讀，讀加讀鎖（S鎖），寫加寫鎖（X鎖），在該隔離級別下，讀寫沖突，因此并發性能急劇下降，在MySQL/InnoDB中不建議使用，

2.7 Gap鎖和Next-Key鎖

在InnoDB中完整行鎖包含三部分：

記錄鎖（Record Lock）：記錄鎖鎖定索引中的一條記錄，
間隙鎖（Gap Lock）：間隙鎖要么鎖住索引記錄中間的值，要么鎖住第一個索引記錄前面的值或最后一個索引記錄后面的值，
Next-Key Lock：Next-Key鎖時索引記錄上的記錄鎖和在記錄之前的間隙鎖的組合，

三、案例分析程序

SQL1： select * from t1 where id = 10;（不加鎖，因為MySQL是使用多版本并發控制的，讀不加鎖，）

SQL2: delete from t1 where id = 10;（需根據多種情況進行分析）

假設t1表上有索引，執行計劃一定會選擇使用索引進行過濾 (索引掃描)，根據以下組合，來進行分析，

組合一：id列是主鍵，RC隔離級別
組合二：id列是二級唯一索引，RC隔離級別
組合三：id列是二級非唯一索引，RC隔離級別
組合四：id列上沒有索引，RC隔離級別
組合五：id列是主鍵，RR隔離級別
組合六：id列是二級唯一索引，RR隔離級別
組合七：id列是二級非唯一索引，RR隔離級別
組合八：id列上沒有索引，RR隔離級別
組合九：Serializable隔離級別

注：在前面八種組合下，也就是RC，RR隔離級別下，SQL1：select操作均不加鎖，采用的是快照讀，因此在下面的討論中就忽略了，主要討論SQL2：delete操作的加鎖，

組合一： id主鍵 + RC

id是主鍵，Read Committed隔離級別，給定SQL：delete from t1 where id = 10; 只需要將主鍵上，id = 10的記錄加上X鎖即可，如下圖所示：

結論：id是主鍵時，此SQL只需要在id=10這條記錄上加X鎖即可，

示例：

#準備資料
mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));

mysql> alter table t1 add primary key (id);

mysql> insert into t1 values(1,'a'),(4,'c'),(7,'b'),(10,'a'),(20,'d'),(30,'b');

mysql> select * from t1;
+----+------+
| id | name |
+----+------+
|  1 | a    |
|  4 | c    |
|  7 | b    |
| 10 | a    |
| 20 | d    |
| 30 | b    |
+----+------+
6 rows in set (0.00 sec)



會話1

mysql> select @@tx_isolation;
+----------------+
| @@tx_isolation |
+----------------+
| READ-COMMITTED |
+----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)


會話2

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t1;
+----+------+
| id | name |
+----+------+
|  1 | a    |
|  4 | c    |
|  7 | b    |
| 10 | a    |
| 20 | d    |
| 30 | b    |
+----+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> update t1 set name='a1' where id=10;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set name='a1' where id=11;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 0  Changed: 0  Warnings: 0

mysql> update t1 set name='a1' where id=7;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

從示例中可以看到會話1執行的delete操作，只對id=10加了X鎖，

組合二：id唯一索引 + RC

id不是主鍵，而是一個Unique的二級索引鍵值，那么在RC隔離級別下，delete from t1 where id = 10; 需要加什么鎖呢？見下圖：

此組合中，id是unique索引，而主鍵是name列，此時，加鎖的情況由于組合一有所不同，由于id是unique索引，因此delete陳述句會選擇走id列的索引進行where條件的過濾，在找到id=10的記錄后，首先會將unique索引上的id=10索引記錄加上X鎖，同時，會根據讀取到的name列，回主鍵索引(聚簇索引)，然后將聚簇索引上的name = ‘d’ 對應的主鍵索引項加X鎖，

為什么聚簇索引上的記錄也要加鎖？試想一下，如果并發的一個SQL，是通過主鍵索引來更新：update t1 set id = 100 where name = 'd';此時，如果delete陳述句沒有將主鍵索引上的記錄加鎖，那么并發的update就會感知不到delete陳述句的存在，違背了同一記錄上的更新/洗掉需要串行執行的約束，

示例：

準備資料
mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));
Query OK, 0 rows affected (0.06 sec)

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD UNIQUE INDEX idx_id (id);
Query OK, 0 rows affected (0.07 sec)
Records: 0  Duplicates: 0  Warnings: 0

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD PRIMARY KEY (name);
Query OK, 0 rows affected (0.11 sec)
Records: 0  Duplicates: 0  Warnings: 0

mysql> insert into t1 values(1,'f'),(2,'zz'),(3,'b'),(5,'a'),(6,'c'),(10,'d');
Query OK, 6 rows affected (0.01 sec)
Records: 6  Duplicates: 0  Warnings: 0


會話1

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)



會話2
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
|    1 | f    |
|    2 | zz   |
|    3 | b    |
|    5 | a    |
|    6 | c    |
|   10 | d    |
+------+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> update t1 set id =100 where name='d';
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set id =100 where name='c';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> update t1 set id =101 where name='a';
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

結論：若id列是unique列，其上有unique索引，那么SQL需要加兩個X鎖，一個對應于id unique索引上的id = 10的記錄，另一把鎖對應于聚簇索引上的[name=’d’,id=10]的記錄，

組合三：id非唯一索引 + RC

id列是一個普通索引，假設delete from t1 where id = 10; 陳述句，仍舊選擇id列上的索引進行過濾where條件，那么此時會持有哪些鎖？同樣見下圖：

由上圖可以看出，首先，id列索引上，滿足id = 10查詢的記錄，均加上X鎖，同時，這些記錄對應的主鍵索引上的記錄也加上X鎖，與組合二的唯一區別，組合二最多只有一個滿足條件的記錄，而在組合三中會將所有滿足條件的記錄全部加上鎖，

結論：若id列上有非唯一索引，那么對應的所有滿足SQL查詢條件的記錄，都會加上鎖，同時，這些記錄在主鍵索引上也會加上鎖，

示例：

準備資料
mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD PRIMARY KEY (name);

mysql> alter table t1 add index idx_id (id);

mysql> insert into t1 values(2,'zz'),(6,'c'),(10,'b'),(10,'d'),(11,'f'),(15,'a');


會話1

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 2 rows affected (0.00 sec)


會話2

mysql> select * from t1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
|    2 | zz   |
|    6 | c    |
|   10 | b    |
|   10 | d    |
|   11 | f    |
|   15 | a    |
+------+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update t1 set id=11 where name='b';
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set id=11 where name='d';
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set id=11 where name='f';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 0  Warnings: 0

mysql> update t1 set id=11 where name='c';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

組合四：id無索引+RC

相對于前面的組合，該組合相對特殊，因為id列上無索引，所以在 where id = 10 這個查詢條件下，沒法通過索引來過濾，因此只能全表掃描做過濾，對于該組合，MySQL又會進行怎樣的加鎖呢？看下圖：

由于id列上無索引，因此只能走聚簇索引，進行全表掃描，由圖可以看出滿足條件的記錄只有兩條，但是，聚簇索引上的記錄都會加上X鎖，但在實際操作中，MySQL進行了改進，在進行過濾條件時，發現不滿足條件后，會呼叫 unlock_row 方法，把不滿足條件的記錄放鎖（違背了2PL原則），這樣做，保證了最后滿足條件的記錄加上鎖，但是每條記錄的加鎖操作是不能省略的，

結論：若id列上沒有索引，MySQL會走聚簇索引進行全表掃描過濾，由于是在MySQl Server層面進行的，因此每條記錄無論是否滿足條件，都會加上X鎖，但是，為了效率考慮，MySQL在這方面進行了改進，在掃描程序中，若記錄不滿足過濾條件，會進行解鎖操作，同時優化違背了2PL原則，

示例：

準備資料
mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD PRIMARY KEY (name);

mysql> insert into t1 values(5,'a'),(3,'b'),(10,'d'),(2,'f'),(10,'g'),(9,'zz');


會話1
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 2 rows affected (0.00 sec)


會話2
mysql> select * from t1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
|    5 | a    |
|    3 | b    |
|   10 | d    |
|    2 | f    |
|   10 | g    |
|    9 | zz   |
+------+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> update t1 set id=6 where name='a';
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> update t1 set id=6 where name='b';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> update t1 set id=6 where name='d';
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
mysql> update t1 set id=6 where name='f';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> update t1 set id=6 where name='g';
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set id=6 where name='zz';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> update t1 set id=6 where name='zzf';
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 0  Changed: 0  Warnings: 0


實驗結果與推倒的結論不一致，

實驗結果看出只鎖住了id=10的兩行，

組合五：id主鍵+RR

id列是主鍵列，Repeatable Read隔離級別，針對delete from t1 where id = 10; 這條SQL，加鎖與組合一：”id主鍵 + RC“一致，

結論：id是主鍵是，此SQL陳述句只需要在id = 10這條記錄上加上X鎖即可，

示例：

mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));

mysql> alter table t1 add primary key (id);

mysql> insert into t1 values(1,'a'),(4,'c'),(7,'b'),(10,'a'),(20,'d'),(30,'b');

mysql> select * from t1;
+----+------+
| id | name |
+----+------+
|  1 | a    |
|  4 | c    |
|  7 | b    |
| 10 | a    |
| 20 | d    |
| 30 | b    |
+----+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation  |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)


會話1

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)



會話2

mysql> select * from t1;
+----+------+
| id | name |
+----+------+
|  1 | a    |
|  4 | c    |
|  7 | b    |
| 10 | a    |
| 20 | d    |
| 30 | b    |
+----+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> update t1 set name='a1' where id=10;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set name='a1' where id=11;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
Rows matched: 0  Changed: 0  Warnings: 0

mysql> update t1 set name='a1' where id=7;
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

組合六：id唯一索引+RR

id唯一索引 + RR的加鎖與id唯一索引，RC一致，兩個X鎖，id唯一索引滿足條件的記錄上一個，對應的聚簇索引上的記錄一個，

示例：

準備資料
mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD UNIQUE INDEX idx_id (id);

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD PRIMARY KEY (name);

mysql> insert into t1 values(1,'f'),(2,'zz'),(3,'b'),(5,'a'),(6,'c'),(10,'d');


會話1

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)


會話2

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
|    1 | f    |
|    2 | zz   |
|    3 | b    |
|    5 | a    |
|    6 | c    |
|   10 | d    |
+------+------+
6 rows in set (0.00 sec)

mysql> update t1 set id =100 where name='d';
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> update t1 set id =100 where name='c';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

mysql> update t1 set id =101 where name='a';
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

組合七：id不唯一索引+RR

在組合一到組合四中，隔離級別是Read Committed下，會出現幻讀情況，但是在該組合Repeatable Read級別下，不會出現幻讀情況，這是怎么回事呢？而MySQL又是如何給上述陳述句加鎖呢？看下圖：

該組合和組合三看起來很相似，但差別很大，在該組合中加入了一個間隙鎖（Gap鎖），這個Gap鎖就是相對于RC級別下，RR級別下不會出現幻讀情況的關鍵，實質上，Gap鎖不是針對于記錄本身的，而是記錄之間的Gap，所謂幻讀，就是同一事務下，連續進行多次當前讀，且讀取一個范圍內的記錄(包括直接查詢所有記錄結果或者做聚合統計)，發現結果不一致(標準檔案一般指記錄增多, 記錄的減少應該也算是幻讀)，

那么該如何解決這個問題呢？如何保證多次當前讀回傳一致的記錄，那么就需要在多個當前讀之間，其他事務不會插入新的滿足條件的記錄并提交，為了實作該結果，Gap鎖就應運而生，

如圖所示，有些位置可以插入新的滿足條件的記錄，考慮到B+樹的有序性，滿足條件的記錄一定是具有連續性的，因此會在 [4, b], [10, c], [10, d], [20, e] 之間加上Gap鎖，

Insert操作時，如insert(10, aa)，首先定位到 [4, b], [10, c]間，然后插入在插入之前，會檢查該Gap是否加鎖了，如果被鎖上了，則Insert不能加入記錄，因此通過第一次當前讀，會把滿足條件的記錄加上X鎖，還會加上三把Gap鎖，將可能插入滿足條件記錄的3個Gap鎖上，保證后續的Insert不能插入新的滿足 id = 10 的記錄，也就解決了幻讀問題，

而在組合五，組合六中，同樣是RR級別，但是不用加上Gap鎖，在組合五中id是主鍵，組合六中id是Unique鍵，都能保證唯一性，一個等值查詢，最多只能回傳一條滿足條件的記錄，而且新的相同取值的記錄是無法插入的，

結論：在RR隔離級別下，id列上有非唯一索引，對于上述的SQL陳述句；首先，通過id索引定位到第一條滿足條件的記錄，給記錄加上X鎖，并且給Gap加上Gap鎖，然后在主鍵聚簇索引上滿足相同條件的記錄加上X鎖，然后回傳；之后讀取下一條記錄重復進行，直至第一條出現不滿足條件的記錄，此時，不需要給記錄加上X鎖，但是需要給Gap加上Gap鎖，最后回傳結果，

示例：

準備資料
mysql> create table t1 (id int,name varchar(10));

mysql> ALTER TABLE test.t1 ADD PRIMARY KEY (name);

mysql> alter table t1 add index idx_id (id);

mysql> insert into t1 values(1,'a'),(4,'b'),(10,'c'),(20,'e'),(10,'d');


會話1

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> delete from t1 where id=10;
Query OK, 2 rows affected (0.00 sec)


會話2

mysql> select * from t1;
+------+------+
| id   | name |
+------+------+
|    1 | a    |
|    4 | b    |
|   10 | c    |
|   10 | d    |
|   20 | e    |
+------+------+
5 rows in set (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> insert into t1 values(6,'aa');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> insert into t1 values(6,'bb');
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)

mysql> insert into t1 values(6,'cc');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
mysql> insert into t1 values(7,'cc');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
mysql> insert into t1 values(8,'cc');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
mysql> insert into t1 values(9,'cc');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
mysql> insert into t1 values(10,'cc');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
mysql> insert into t1 values(11,'cc');
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

mysql> insert into t1 values(11,'ff');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)
mysql> insert into t1 values(11,'g');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

組合八：id無索引+RR

該組合中，id列上無索引，只能進行全表掃描，那么該如何加鎖，看下圖：

如圖，可以看出這是一個很恐怖的事情，全表每條記錄要加X鎖，每個Gap加上Gap鎖，如果表上存在大量資料時，又是什么情景呢？這種情況下，這個表，除了不加鎖的快照讀，其他任何加鎖的并發SQL，均不能執行，不能更新，洗掉，插入，這樣，全表鎖死，

當然，和組合四一樣，MySQL進行了優化，就是semi-consistent read，semi-consistent read開啟的情況下，對于不滿足條件的記錄，MySQL會提前放鎖，同時Gap鎖也會釋放，而semi-consistent read是如何觸發：要么在Read Committed隔離級別下；要么在Repeatable Read隔離級別下，設定了 innodb_locks_unsafe_for_binlog 引數，

示例：

準備資料
mysql> create database cgwtest;
mysql> CREATE TABLE `t` (
       `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
       `d` int(11) DEFAULT NULL,
       PRIMARY KEY (`id`)
     ) ENGINE=InnoDB;

//mysql> insert into t1 values(5,'a'),(3,'b'),(10,'d'),(2,'f'),(10,'g'),(9,'zz');
mysql> insert into t values(1,1),(5,5),(10,10);

會話1
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> delete from t where d=5;
Query OK, 1 rows affected (0.00 sec)


會話2
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)

mysql> select * from t;
+----+------+
| id | d    |
+----+------+
|  1 |    1 |
|  5 |    5 |
| 10 |   10 |
+----+------+
3 rows in set (0.00 sec)

mysql> insert into t values(2,2);
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

(注：以下流程和原始碼是主流程和重點關注的點！)

1，delete原始碼實作程序：

/* Basic lock modes */
enum lock_mode {
  LOCK_IS = 0,          /* intention shared */
  LOCK_IX,              /* intention exclusive */
  LOCK_S,               /* shared */
  LOCK_X,               /* exclusive */
  LOCK_AUTO_INC,        /* locks the auto-inc counter of a table
                        in an exclusive mode */
  LOCK_NONE,            /* this is used elsewhere to note consistent read */
  LOCK_NUM = LOCK_NONE, /* number of lock modes */
  LOCK_NONE_UNSET = 255
};

 ut_ad(gap_mode == LOCK_ORDINARY || gap_mode == LOCK_GAP ||
        gap_mode == LOCK_REC_NOT_GAP);
        
 #define ut_ad(EXPR) ut_a(EXPR)
/** Debug statement. Does nothing unless UNIV_DEBUG is defined. */除錯斷言

核心方法：

/** Sets a lock on a record.
mostly due to we cannot reposition a record in R-Tree (with the
nature of splitting)
@param[in]  pcur    cursor
@param[in]  rec   record
@param[in]  index   index
@param[in]  offsets   rec_get_offsets(rec, index)
@param[in]  sel_mode  select mode: SELECT_ORDINARY,
                                SELECT_SKIP_LOKCED, or SELECT_NO_WAIT
@param[in]  mode    lock mode
@param[in]  type    LOCK_ORDINARY, LOCK_GAP, or LOC_REC_NOT_GAP
@param[in]  thr   query thread
@param[in]  mtr   mtr
@return DB_SUCCESS, DB_SUCCESS_LOCKED_REC, or error code */
UNIV_INLINE
dberr_t sel_set_rec_lock(btr_pcur_t *pcur, const rec_t *rec,
                         dict_index_t *index, const ulint *offsets,
                         select_mode sel_mode, ulint mode, ulint type,
                         que_thr_t *thr, mtr_t *mtr) {
  trx_t *trx;
  dberr_t err = DB_SUCCESS;
  const buf_block_t *block;
  block = btr_pcur_get_block(pcur);
  trx = thr_get_trx(thr);
  trx_mutex_enter(trx);
  ut_ad(trx_can_be_handled_by_current_thread(trx));
  bool too_many_locks = (UT_LIST_GET_LEN(trx->lock.trx_locks) > 10000);
  trx_mutex_exit(trx);

  if (too_many_locks) {
    if (buf_LRU_buf_pool_running_out()) {
      return (DB_LOCK_TABLE_FULL);
    }
  }

  if (index->is_clustered()) {
    err = lock_clust_rec_read_check_and_lock(
        lock_duration_t::REGULAR, block, rec, index, offsets, sel_mode,
        static_cast<lock_mode>(mode), type, thr);
  } else {
    if (dict_index_is_spatial(index)) {
      if (type == LOCK_GAP || type == LOCK_ORDINARY) {
        ut_ad(0);
        ib::error(ER_IB_MSG_1026) << "Incorrectly request GAP lock "
                                     "on RTree";
        return (DB_SUCCESS);
      }
      err = sel_set_rtr_rec_lock(pcur, rec, index, offsets, sel_mode, mode,
                                 type, thr, mtr);
    } else {
      err = lock_sec_rec_read_check_and_lock(
          lock_duration_t::REGULAR, block, rec, index, offsets, sel_mode,
          static_cast<lock_mode>(mode), type, thr);
    }
  }

  return (err);
}

dberr_t lock_clust_rec_read_check_and_lock(
    const lock_duration_t duration, const buf_block_t *block, const rec_t *rec,
    dict_index_t *index, const ulint *offsets, const select_mode sel_mode,
    const lock_mode mode, const ulint gap_mode, que_thr_t *thr) {
  dberr_t err;
  ulint heap_no;
  ut_ad(rec_offs_validate(rec, index, offsets));

  if (srv_read_only_mode || index->table->is_temporary()) {
    return (DB_SUCCESS);
  }

  heap_no = page_rec_get_heap_no(rec);

  if (heap_no != PAGE_HEAP_NO_SUPREMUM) {
    lock_rec_convert_impl_to_expl(block, rec, index, offsets);//隱示鎖轉顯示鎖
  }

  DEBUG_SYNC_C("after_lock_clust_rec_read_check_and_lock_impl_to_expl");
  lock_mutex_enter();//系統鎖

  if (duration == lock_duration_t::AT_LEAST_STATEMENT) {
    lock_protect_locks_till_statement_end(thr);
  }
  ut_ad(mode != LOCK_X ||
        lock_table_has(thr_get_trx(thr), index->table, LOCK_IX));
  ut_ad(mode != LOCK_S ||
        lock_table_has(thr_get_trx(thr), index->table, LOCK_IS));

  err = lock_rec_lock(false, sel_mode, mode | gap_mode, block, heap_no, index,
                      thr);
  MONITOR_INC(MONITOR_NUM_RECLOCK_REQ);
  lock_mutex_exit();
  ut_ad(lock_rec_queue_validate(false, block, rec, index, offsets));
  DEBUG_SYNC_C("after_lock_clust_rec_read_check_and_lock");
  ut_ad(err == DB_SUCCESS || err == DB_SUCCESS_LOCKED_REC ||
        err == DB_LOCK_WAIT || err == DB_DEADLOCK || err == DB_SKIP_LOCKED ||
        err == DB_LOCK_NOWAIT);
  return (err);
}

/** Tries to lock the specified record in the mode requested. If not immediately
possible, enqueues a waiting lock request. This is a low-level function
which does NOT look at implicit locks! Checks lock compatibility within
explicit locks. This function sets a normal next-key lock, or in the case
of a page supremum record, a gap type lock.
@param[in]  impl    if true, no lock is set if no wait is
                                necessary: we assume that the caller will
                                set an implicit lock
@param[in]  sel_mode  select mode: SELECT_ORDINARY,
                                SELECT_SKIP_LOCKED, or SELECT_NO_WAIT
@param[in]  mode    lock mode: LOCK_X or LOCK_S possibly ORed to
                                either LOCK_GAP or LOCK_REC_NOT_GAP
@param[in]  block   buffer block containing the record
@param[in]  heap_no   heap number of record
@param[in]  index   index of record
@param[in,out]  thr   query thread
@return DB_SUCCESS, DB_SUCCESS_LOCKED_REC, DB_LOCK_WAIT, DB_DEADLOCK,
DB_SKIP_LOCKED, or DB_LOCK_NOWAIT */
static dberr_t lock_rec_lock(bool impl, select_mode sel_mode, ulint mode,
                             const buf_block_t *block, ulint heap_no,
                             dict_index_t *index, que_thr_t *thr) {
  ut_ad(lock_mutex_own());
  ut_ad(!srv_read_only_mode);
  /* Implicit locks are equivalent to LOCK_X|LOCK_REC_NOT_GAP, so we can omit
  creation of explicit lock only if the requested mode was LOCK_REC_NOT_GAP */
  ut_ad(!impl || ((mode & LOCK_REC_NOT_GAP) == LOCK_REC_NOT_GAP));
  /* We try a simplified and faster subroutine for the most
  common cases */
  switch (lock_rec_lock_fast(impl, mode, block, heap_no, index, thr)) {
    case LOCK_REC_SUCCESS
      return (DB_SUCCESS);
    case LOCK_REC_SUCCESS_CREATED:
      return (DB_SUCCESS_LOCKED_REC);
    case LOCK_REC_FAIL:
      return (
          lock_rec_lock_slow(impl, sel_mode, mode, block, heap_no, index, thr));
    default:
      ut_error;
  }
}

delete陳述句呼叫堆疊：

lock_rec_lock(bool impl, select_mode sel_mode, ulint mode, const buf_block_t * block, ulint heap_no, dict_index_t * index, que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\lock\lock0lock.cc:1667)
lock_clust_rec_read_check_and_lock(const lock_duration_t duration, const buf_block_t * block, const rec_t * rec, dict_index_t * index, const ulint * offsets, const select_mode sel_mode, const lock_mode mode, const ulint gap_mode, que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\lock\lock0lock.cc:5701)
sel_set_rec_lock(btr_pcur_t * pcur, const rec_t * rec, dict_index_t * index, const ulint * offsets, select_mode sel_mode, ulint mode, ulint type, que_thr_t * thr, mtr_t * mtr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0sel.cc:1184)
row_search_mvcc(unsigned char * buf, page_cur_mode_t mode, row_prebuilt_t * prebuilt, ulint match_mode, const ulint direction) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0sel.cc:5214)
ha_innobase::general_fetch(ha_innobase * const this, uchar * buf, uint direction, uint match_mode) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\handler\ha_innodb.cc:9949)
ha_innobase::rnd_next(ha_innobase * const this, uchar * buf) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\handler\ha_innodb.cc:10226)
handler::ha_rnd_next(handler * const this, uchar * buf) (\root\mysql-8.0.20\sql\handler.cc:2966)
TableScanIterator::Read(TableScanIterator * const this) (\root\mysql-8.0.20\sql\records.cc:423)
Sql_cmd_delete::delete_from_single_table(Sql_cmd_delete * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_delete.cc:503)
Sql_cmd_delete::execute_inner(Sql_cmd_delete * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_delete.cc:823)
Sql_cmd_dml::execute(Sql_cmd_dml * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_select.cc:725)
mysql_execute_command(THD * thd, bool first_level) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:3471)
mysql_parse(THD * thd, Parser_state * parser_state) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:5306)
dispatch_command(THD * thd, const COM_DATA * com_data, enum_server_command command) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:1776)
do_command(THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:1274)
handle_connection(void * arg) (\root\mysql-8.0.20\sql\conn_handler\connection_handler_per_thread.cc:302)
pfs_spawn_thread(void * arg) (\root\mysql-8.0.20\storage\perfschema\pfs.cc:2854)
libpthread.so.0!start_thread (未知源:0)
libc.so.6!clone (未知源:0)

執行洗掉：

row_upd_clust_step(upd_node_t * node, que_thr_t * const thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0upd.cc:2982)
row_upd(upd_node_t * node, que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0upd.cc:3175)
row_upd_step(que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0upd.cc:3306)
row_update_for_mysql_using_upd_graph(const unsigned char * mysql_rec, row_prebuilt_t * prebuilt) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0mysql.cc:2347)
row_update_for_mysql(const unsigned char * mysql_rec, row_prebuilt_t * prebuilt) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0mysql.cc:2443)
ha_innobase::delete_row(ha_innobase * const this, const uchar * record) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\handler\ha_innodb.cc:9374)
handler::ha_delete_row(handler * const this, const uchar * buf) (\root\mysql-8.0.20\sql\handler.cc:7894)
Sql_cmd_delete::delete_from_single_table(Sql_cmd_delete * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_delete.cc:528)
Sql_cmd_delete::execute_inner(Sql_cmd_delete * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_delete.cc:823)
Sql_cmd_dml::execute(Sql_cmd_dml * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_select.cc:725)
mysql_execute_command(THD * thd, bool first_level) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:3471)
mysql_parse(THD * thd, Parser_state * parser_state) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:5306)
dispatch_command(THD * thd, const COM_DATA * com_data, enum_server_command command) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:1776)
do_command(THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:1274)
handle_connection(void * arg) (\root\mysql-8.0.20\sql\conn_handler\connection_handler_per_thread.cc:302)
pfs_spawn_thread(void * arg) (\root\mysql-8.0.20\storage\perfschema\pfs.cc:2854)
libpthread.so.0!start_thread (未知源:0)
libc.so.6!clone (未知源:0)

2，insert原始碼實作程序：

核心方法：

/** Checks if some other transaction has a conflicting explicit lock request
 in the queue, so that we have to wait.
 @return lock or NULL */
static const lock_t *lock_rec_other_has_conflicting(
    ulint mode,               /*!< in: LOCK_S or LOCK_X,
                              possibly ORed to LOCK_GAP or
                              LOC_REC_NOT_GAP,
                              LOCK_INSERT_INTENTION */
    const buf_block_t *block, /*!< in: buffer block containing
                              the record */
    ulint heap_no,            /*!< in: heap number of the record */
    const trx_t *trx)         /*!< in: our transaction */
{
  ut_ad(lock_mutex_own());
  ut_ad(!(mode & ~(ulint)(LOCK_MODE_MASK | LOCK_GAP | LOCK_REC_NOT_GAP |
                          LOCK_INSERT_INTENTION)));
  ut_ad(!(mode & LOCK_PREDICATE));
  ut_ad(!(mode & LOCK_PRDT_PAGE));

  RecID rec_id{block, heap_no};
  const bool is_supremum = rec_id.is_supremum();

  return (Lock_iter::for_each(rec_id, [=](const lock_t *lock) {
    return (!(lock_rec_has_to_wait(trx, mode, lock, is_supremum)));
  }));
}

/** Iterate over all the locks on a specific row
  @param[in]	rec_id		Iterate over locks on this row
  @param[in]	f		Function to call for each entry
  @param[in]	hash_table	The hash table to iterate over
  @return lock where the callback returned false */
  template <typename F>
  static const lock_t *for_each(const RecID &rec_id, F &&f,
                                hash_table_t *hash_table = lock_sys->rec_hash) {
    ut_ad(lock_mutex_own());

    auto list = hash_get_nth_cell(hash_table,
                                  hash_calc_hash(rec_id.m_fold, hash_table));

    for (auto lock = first(list, rec_id); lock != nullptr;
         lock = advance(rec_id, lock)) {
      ut_ad(lock->is_record_lock());

      if (!std::forward<F>(f)(lock)) {
        return (lock);
      }
    }

    return (nullptr);
  }
};

/** Checks if a lock request for a new lock has to wait for request lock2.
 @return true if new lock has to wait for lock2 to be removed */
UNIV_INLINE
bool lock_rec_has_to_wait(
    const trx_t *trx,    /*!< in: trx of new lock */
    ulint type_mode,     /*!< in: precise mode of the new lock
                       to set: LOCK_S or LOCK_X, possibly
                       ORed to LOCK_GAP or LOCK_REC_NOT_GAP,
                       LOCK_INSERT_INTENTION */
    const lock_t *lock2, /*!< in: another record lock; NOTE that
                         it is assumed that this has a lock bit
                         set on the same record as in the new
                         lock we are setting */
    bool lock_is_on_supremum)
/*!< in: true if we are setting the
lock on the 'supremum' record of an
index page: we know then that the lock
request is really for a 'gap' type lock */
{
  ut_ad(trx && lock2);
  ut_ad(lock_get_type_low(lock2) == LOCK_REC);

  const bool is_hp = trx_is_high_priority(trx);
  if (trx != lock2->trx &&
      !lock_mode_compatible(static_cast<lock_mode>(LOCK_MODE_MASK & type_mode),
                            lock_get_mode(lock2))) {
    /* If our trx is High Priority and the existing lock is WAITING and not
        high priority, then we can ignore it. */
    if (is_hp && lock2->is_waiting() && !trx_is_high_priority(lock2->trx)) {
      return (false);
    }

    /* We have somewhat complex rules when gap type record locks
    cause waits */

    if ((lock_is_on_supremum || (type_mode & LOCK_GAP)) &&
        !(type_mode & LOCK_INSERT_INTENTION)) {
      /* Gap type locks without LOCK_INSERT_INTENTION flag
      do not need to wait for anything. This is because
      different users can have conflicting lock types
      on gaps. */

      return (false);
    }

    if (!(type_mode & LOCK_INSERT_INTENTION) && lock_rec_get_gap(lock2)) {
      /* Record lock (LOCK_ORDINARY or LOCK_REC_NOT_GAP
      does not need to wait for a gap type lock */

      return (false);
    }

    if ((type_mode & LOCK_GAP) && lock_rec_get_rec_not_gap(lock2)) {
      /* Lock on gap does not need to wait for
      a LOCK_REC_NOT_GAP type lock */

      return (false);
    }

    if (lock_rec_get_insert_intention(lock2)) {
      /* No lock request needs to wait for an insert
      intention lock to be removed. This is ok since our
      rules allow conflicting locks on gaps. This eliminates
      a spurious deadlock caused by a next-key lock waiting
      for an insert intention lock; when the insert
      intention lock was granted, the insert deadlocked on
      the waiting next-key lock.

      Also, insert intention locks do not disturb each
      other. */
      return (false);
    }
    return (true);
  }
  return (false);
}

呼叫堆疊

lock_rec_other_has_conflicting(ulint mode, const buf_block_t * block, ulint heap_no, const trx_t * trx) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\lock\lock0lock.cc:805)
lock_rec_insert_check_and_lock(ulint flags, const rec_t * rec, buf_block_t * block, dict_index_t * index, que_thr_t * thr, mtr_t * mtr, ulint * inherit) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\lock\lock0lock.cc:5291)
btr_cur_ins_lock_and_undo(ulint flags, btr_cur_t * cursor, dtuple_t * entry, que_thr_t * thr, mtr_t * mtr, ulint * inherit) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\btr\btr0cur.cc:2621)
btr_cur_optimistic_insert(ulint flags, btr_cur_t * cursor, ulint ** offsets, mem_heap_t ** heap, dtuple_t * entry, rec_t ** rec, big_rec_t ** big_rec, que_thr_t * thr, mtr_t * mtr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\btr\btr0cur.cc:2841)
row_ins_clust_index_entry_low(uint32_t flags, ulint mode, dict_index_t * index, ulint n_uniq, dtuple_t * entry, que_thr_t * thr, bool dup_chk_only) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0ins.cc:2515)
row_ins_clust_index_entry(dict_index_t * index, dtuple_t * entry, que_thr_t * thr, bool dup_chk_only) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0ins.cc:3095)
row_ins_index_entry(dict_index_t * index, dtuple_t * entry, uint32_t & multi_val_pos, que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0ins.cc:3286)
row_ins_index_entry_step(ins_node_t * node, que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0ins.cc:3424)
row_ins(ins_node_t * node, que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0ins.cc:3542)
row_ins_step(que_thr_t * thr) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0ins.cc:3666)
row_insert_for_mysql_using_ins_graph(const unsigned char * mysql_rec, row_prebuilt_t * prebuilt) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0mysql.cc:1585)
row_insert_for_mysql(const unsigned char * mysql_rec, row_prebuilt_t * prebuilt) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\row\row0mysql.cc:1715)
ha_innobase::write_row(ha_innobase * const this, uchar * record) (\root\mysql-8.0.20\storage\innobase\handler\ha_innodb.cc:8530)
handler::ha_write_row(handler * const this, uchar * buf) (\root\mysql-8.0.20\sql\handler.cc:7837)
write_record(THD * thd, TABLE * table, COPY_INFO * info, COPY_INFO * update) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_insert.cc:2111)
Sql_cmd_insert_values::execute_inner(Sql_cmd_insert_values * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_insert.cc:621)
Sql_cmd_dml::execute(Sql_cmd_dml * const this, THD * thd) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_select.cc:725)
mysql_execute_command(THD * thd, bool first_level) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:3471)
mysql_parse(THD * thd, Parser_state * parser_state) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:5306)
dispatch_command(THD * thd, const COM_DATA * com_data, enum_server_command command) (\root\mysql-8.0.20\sql\sql_parse.cc:1776)

結論：在Repeatable Read隔離級別下，如果進行全表掃描的當前讀，那么會鎖上表上的所有記錄，并且所有的Gap加上Gap鎖，杜絕所有的 delete/update/insert 操作，當然在MySQL中，可以觸發 semi-consistent read來緩解鎖開銷與并發影響，但是semi-consistent read本身也會帶來其他的問題，不建議使用，

組合九：Serializable

在最后組合中，對于上訴的洗掉SQL陳述句，加鎖程序和組合八一致，但是，對于查詢陳述句（比如select * from T1 where id = 10）來說，在RC，RR隔離級別下，都是快照讀，不加鎖，在Serializable隔離級別下，無論是查詢陳述句也會加鎖，也就是說快照讀不存在了，MVCC降級為Lock-Based CC，

結論：在MySQL/InnoDB中，所謂的讀不加鎖，并不適用于所有的情況，而是和隔離級別有關，在Serializable隔離級別下，所有的操作都會加鎖，

四、其它：

1. 資料庫事務ACID特性

資料庫事務的4個特性：

原子性(Atomic): 事務中的多個操作，不可分割，要么都成功，要么都失敗； All or Nothing.

一致性(Consistency): 事務操作之后, 資料庫所處的狀態和業務規則是一致的; 比如a,b賬戶相互轉賬之后，總金額不變；

隔離性(Isolation): 多個事務之間就像是串行執行一樣，不相互影響;

持久性(Durability): 事務提交后被持久化到永久存盤.

2. 隔離性

其中隔離性分為了四種：

READ UNCOMMITTED：可以讀取未提交的資料，未提交的資料稱為臟資料，所以又稱臟讀，此時：幻讀，不可重復讀和臟讀均允許；

READ COMMITTED：只能讀取已經提交的資料；此時：允許幻讀和不可重復讀，但不允許臟讀，所以RC隔離級別要求解決臟讀；

REPEATABLE READ：同一個事務中多次執行同一個select,讀取到的資料沒有發生改變；此時：允許幻讀，但不允許不可重復讀和臟讀，所以RR隔離級別要求解決不可重復讀；

SERIALIZABLE: 幻讀，不可重復讀和臟讀都不允許，所以serializable要求解決幻讀；

3. 幾個概念

臟讀：可以讀取未提交的資料，RC 要求解決臟讀；

不可重復讀：同一個事務中多次執行同一個select, 讀取到的資料發生了改變(被其它事務update并且提交)；

可重復讀：同一個事務中多次執行同一個select, 讀取到的資料沒有發生改變(一般使用MVCC實作)；RR各級級別要求達到可重復讀的標準；

幻讀：同一個事務中多次執行同一個select, 讀取到的資料行發生改變，也就是行數減少或者增加了(被其它事務delete/insert并且提交)，SERIALIZABLE要求解決幻讀問題；

這里一定要區分不可重復讀和幻讀：

不可重復讀的重點是修改:

同樣的條件的select, 你讀取過的資料, 再次讀取出來發現值不一樣了

幻讀的重點在于新增或者洗掉:

同樣的條件的select, 第1次和第2次讀出來的記錄數不一樣

從結果上來看, 兩者都是為多次讀取的結果不一致，但如果你從實作的角度來看, 它們的區別就比較大：

對于前者, 在RC下只需要鎖住滿足條件的記錄，就可以避免被其它事務修改，也就是 select for update, select in share mode; RR隔離下使用MVCC實作可重復讀；

對于后者, 要鎖住滿足條件的記錄及所有這些記錄之間的gap，也就是需要 gap lock，

而ANSI SQL標準沒有從隔離程度進行定義，而是定義了事務的隔離級別，同時定義了不同事務隔離級別解決的三大并發問題：

Isolation Level	Dirty Read	Unrepeatable Read	Phantom Read
Read UNCOMMITTED	YES	YES	YES
READ COMMITTED	NO	YES	YES
READ REPEATABLE	NO	NO	YES
SERIALIZABLE	NO	NO	NO

4. 資料庫的默認隔離級別

除了MySQL默認采用RR隔離級別之外，其它幾大資料庫都是采用RC隔離級別，

但是他們的實作也是極其不一樣的，Oracle僅僅實作了RC 和 SERIALIZABLE隔離級別，默認采用RC隔離級別，解決了臟讀，但是允許不可重復讀和幻讀，其SERIALIZABLE則解決了臟讀、不可重復讀、幻讀，

MySQL的實作：MySQL默認采用RR隔離級別，SQL標準是要求RR解決不可重復讀的問題，但是因為MySQL采用了gap lock，所以實際上MySQL的RR隔離級別也解決了幻讀的問題，那么MySQL的SERIALIZABLE是怎么回事呢？其實MySQL的SERIALIZABLE采用了經典的實作方式，對讀和寫都加鎖，

5. MySQL 中RC和RR隔離級別的區別

MySQL資料庫中默認隔離級別為RR，但是實際情況是使用RC 和 RR隔離級別的都不少，好像淘寶、網易都是使用的 RC 隔離級別，那么在MySQL中 RC 和 RR有什么區別呢？我們該如何選擇呢？為什么MySQL將RR作為默認的隔離級別呢？

5.1 RC 與 RR 在鎖方面的區別

1> 顯然 RR 支持 gap lock(next-key lock)，而RC則沒有gap lock，因為MySQL的RR需要gap lock來解決幻讀問題，而RC隔離級別則是允許存在不可重復讀和幻讀的，所以RC的并發一般要好于RR；

2> RC 隔離級別，通過 where 條件過濾之后，不符合條件的記錄上的行鎖，會釋放掉(雖然這里破壞了“兩階段加鎖原則”)；但是RR隔離級別，即使不符合where條件的記錄，也不會是否行鎖和gap lock；所以從鎖方面來看，RC的并發應該要好于RR；另外 insert into t select ... from s where 陳述句在s表上的鎖也是不一樣的，

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MySQL原始碼分析--一條簡單SQL的加鎖分析

零、環境準備

一、問題引入

二、相關知識回顧

2.1 多版本并發控制

2.2 當前讀和快照讀

2.3 聚集索引

2.4 最左前綴原則

2.5 兩階段鎖

2.6 隔離級別

2.7 Gap鎖和Next-Key鎖

三、案例分析程序

組合一： id主鍵 + RC

組合二：id唯一索引 + RC

組合三：id非唯一索引 + RC

組合四：id無索引+RC

組合五：id主鍵+RR

組合六：id唯一索引+RR

組合七：id不唯一索引+RR

組合八：id無索引+RR

1，delete原始碼實作程序：

2，insert原始碼實作程序：

組合九：Serializable

四、其它：

1. 資料庫事務ACID特性

2. 隔離性

3. 幾個概念

4. 資料庫的默認隔離級別

5. MySQL 中RC和RR隔離級別的區別

5.1 RC 與 RR 在鎖方面的區別