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在之前的博客中，我写了一系列的著述，相比系统的学习了 MySQL 的事务、远离级别、加锁过程以及死锁，我自以为对常见 SQL 语句的加锁旨趣也曾控制的有余了，但看到存眷网友在驳倒中惨酷的一个问题，我如故澈底被问蒙了。
他的问题是这么的：
加了插入意向锁后，插入数据之前，此时实践了 select...lock in share mode 语句（莫得取到待插入的值），然后插入了数据，下一次再实践 select...lock in share mode（不会跟插入意向锁概况），发现多了一条数据，于是又产生了幻读。会出现这种情况吗？
这个问题初看上去很简便，在 RR 远离级别下，假定要插入的纪录不存在，若是先实践 select...lock in share mode 语句，很显明会在纪录缺陷之间加上 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 锁概况，是以不存在幻读；若是先实践 insert 语句后实践 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，它会约束 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：
先实践 insERT 后实践 SELECT：
先实践 SELECT 后实践 insERT：
然而咱们仔细想一想就会发现那儿有点不合劲，咱们泄露 insert 语句会先在插入缺陷上加上插入意向锁，然后运行写数据，写完数据之后再对纪录加上 X 纪录锁。
那么问题就来了，若是在 insert 语句加插入意向锁之后，写数据之前，实践了 select...lock in share mode 语句，这个时候 GAP 锁和插入意向锁是不概况的，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 锁亦然不概况的，是以 insert 收效插入了一条数据，这个时候若是事务提交，select...lock in share mode 语句再次实践查询出来的纪录数即是 1，岂不是就出现了幻读？
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通盘过程如下所示（咱们把 insert 语句的实践分红两个阶段，insERT 1 加插入意向锁，还没写数据，insERT 2 写数据，加纪录锁）：
在得出上头的论断时，我也感到很诧异。按理是不成能出现这种情况的，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醒办法描写，其中对 insert 的加锁过程是这么说的（这应该是网罗上先容 MySQL 加锁机制被援用最多的文档，预计亦然被诬告最多的文档）：
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.
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，叫做插入意向锁，若是出现惟一键概况，还会加一个分享纪录锁。这和我之前的意会是绝对同样的，那么究竟是何如回事呢？难道 MySQL 的 RR 真是会出现幻读景色？
在 Google 上搜索了很久，并莫得找到 MySQL 幻读的问题，百思不解之际，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时候栈，在后台发送：口试，不错在线阅读。
二、编译 MySQL 源码编译 MySQL 的源码额外简便，然而中间也有几个坑，若是能绕过这几个坑，在土产货调试 MySQL 是一件很容易的事（固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，若是你的征战环境和我不同样，编译步伐可能也会不同。
在运行之前，领先要从官网下载 MySQL 源码：
这里我遴荐的是 5.6.40 版块，操作系统下拉列内外选 Source Code，OS Version 遴荐 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 自己并不是编译用具，它是通过编写一种平台无关的 CMakeList.txt 文献来定制编译过程的，然后再凭据方针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 在实践 SQL 语句时，势必要对 SQL 语句进行解析，一般来说语法解析器会包含两个模块：词法分析和语法法例。词法分析和语法法例模块有两个较老到的开源用具 Flex 和 Bison 别离用来处理这两个问题。MySQL 出于性能和机动筹议，遴荐了我方完成词法解析部分，语法法例部分使用了 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，一定要铭记遴荐一个不带空格的目次，比方 C:\GnuWin32 要否则在后头使用 Visual Studio 编译 MySQL 时会卡死； Visual Studio：没什么好说的，Windows 环境下预计莫得比它更好的征战用具了吧。装配好 CMake 和 Bison 之后，铭记要把它们都加到 PATH 环境变量中。做好准备责任，咱们就不错运行编译了，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，不错平直输入 cmake -G 巡逻复古的工程类型。若是没问题，会在 project 目次下生成一堆文献，其中 MySQL.sln 即是咱们要用的工程文献，使用 Visual Studio 掀开它。
掀开 MySQL.sln 文献，会在 Solution Explorer 看到 130 个格式，其中有一个叫 ALL_BUILD，这个时候若是平直编译，编译会失败，在这之前，咱们还要对代码做点修改：
领先是 sql\sql_locale.cc 文献，看名字就泄露这个文献用于外西化与原土化，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； 掀开 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；当今咱们不错编译通盘工程了，选中 ALL_BUILD 格式，Build，然后静静的恭候 5 到 10 分钟，若是出现了 Build: 130 succeeded， 0 failed 这么的指示，那么恭喜， 免费看小12萝裸体视频国产你当今不错尽情的调试 MySQL 了。
咱们将 mysqld 成就为 Startup Project，然后加个号令行参数 --console，这么不错在为止台里巡逻打印的调试信息：
另外 client\Debug\mysql.exe 这个文献是对应的 MySQL 的客户端，不错平直双击运行，默许使用的用户为 ODBC@localhost，若是要以 root 用户登录，不错实践 mysql.exe -u root，不需要密码。
三、调试 insERT 加锁过程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，一个会话实践 insert into t(id) value(30)，另一个会话实践 select * from t where id = 30 lock in share mode。很显明，若是咱们能在 insert 语句加插入意向锁之后写数据之前下个断点，再在另一个会话中实践 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，一运行时还相比容易意会，从 mysql_parse -> mysql_execute_command -> mysql_insert -> write_record -> handler::ha_write_row -> innobase::write_row -> row_insert_for_mysql，这里就干涉 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。
沿途跟下来，都莫得发现插入意向锁的陈迹，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概况的其他锁，若是有概况，就将插入意向锁加到锁恭候队伍中。这很显明是先实践 select ... lock in share mode 语句再实践 insert 语句时的情景，插入意向锁和 GAP 概况。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 实践收尾，我都莫得找到加插入意向锁的所在。
跟代码额外缺乏，我顾忌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所在，发当今 InnoDb 里行锁都是通过调 lock_rec_add_to_queue（莫得锁概况） 或者 lock_rec_enqueue_waiting（有锁概况，需要恭候其他事务开释锁） 来杀青的，于是在这两个函数陡立断点，实践一条 insert 语句，依然莫得断下来，诠释 insert 语句莫得加任何锁！
到这里我已而想起之前做过的 insert 加锁的实验，实践 insert 之后，若是莫得任何概况，在 show engine innodb status 号令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？隐式锁的理由即是莫得锁！
是以，根蒂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，在实践 insert 语句时，什么锁都不会加。这就有点理由了，若是 insert 什么锁都不加，那么若是其他事求实践 select ... lock in share mode，亚洲午夜久久久影院伊人它是若何约束其他事务加锁的呢？
谜底就在于隐式锁的调节。
InnoDb 在插入纪录时，是不加锁的。若是事务 A 插入纪录且未提交，这阵势务 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，若是活跃的话，那么就匡助事务 A 去设立一个锁对象，然后自身干涉恭候事务 A 景色，这即是所谓的隐式锁调节为显式锁。
咱们跟一下实践 select 时的过程，若是 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，若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，这个问题的线索也曾很裸露了：
实践 insert 语句，判断是否有和插入意向锁概况的锁，若是有，加插入意向锁，干涉锁恭候；若是莫得，平直写数据，不加任何锁； 实践 select ... lock in share mode 语句，判断纪录上是否存在活跃的事务，若是存在，则为 insert 事务创建一个排他纪录锁，并将我方加入到锁恭候队伍；是以不存在网友所说的幻读问题。那么事情到此收尾了么？并莫得。
在意的你会发现，实践 insert 语句时，从判断是否有锁概况，到写数据，这两个操作之间如故或然分差的，若是在这之间实践 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，不会触发隐式锁调节，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？
为了澈底搞明晰这中间的细节，咱们在 lock_rec_insert_check_and_lock 查验完锁概况之后下个断点，然后在另一个事务中实践 select ... lock in share mode，若是它能收效复返 0 札纪录，加上 GAP 锁，诠释就存在幻读。不外事实上，这条 SQL 语句实践的时候卡住了，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概况的信息，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）。底下列出了统共恭候该锁的线程，Thread 10304 has waited at btr0cur.cc line 256 for 26.00 seconds the semaphore，这里的 Thread 10304 即是咱们正在实践 select 语句的线程，它卡在了 btr0cur.cc 的 256 行，咱们巡逻 Thread 10304 的堆栈：
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，看起来像是在造访 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，叫做 Latch，一般也把它翻译成 “锁”，但它和咱们之前构兵的行锁表锁（Lock）是有区别的。这是一种轻量级的锁，锁定时分一般额外短，它是用来保证并发线程不错安全的操作临界资源，频频莫得死锁检测机制。Latch 不错分为两种：MUTEX（互斥量）和 RW-LOCK（读写锁），很显明，这里咱们看到的是 RW-LOCK。
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 语句在造访索引，那么为什么造访索引会被卡住呢？
接下来咱们望望这个 RW-LOCK 是在那儿加上的？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，巡逻函数援用，很快咱们就查到这个锁是在实践 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。
咱们看这里的 row_ins_clust_index_entry_low 函数（无关代码已概略）：
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，乐观插入 */ 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，先乐观插入，乐观插入失败则进行悲观插入 */ 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); }
这里是实践 insert 语句的要津，不错发本质践插入操作的前后别离有一滑代码：mtr_start() 和 mtr_commit()。这被称为 迷你事务（mini-transaction），既然叫劳动务，那这个函数的操作详情是原子性的，事实上照实如斯，insert 会在查验锁概况和写数据之前，会对纪录所在的页加一个 RW-X-LATCH 锁，实践完写数据之后再开释该锁（本体上写数据的操作即是写 redo log（重做日记），将脏页加入 flush list，这个后头或然分再深远分析了）。
这个锁的开释额外快，然而这个锁足以保证在插入数据的过程中其他事务无法造访纪录所在的页。mini-transaction 也不错包含子事务，本体上在 insert 的实践过程中就会增加个 mini-transaction。
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每个 mini-transaction 会盲从底下的几个法例：
修改一个页需要获取该页的 X-LATCH； 造访一个页需要获取该页的 S-LATCH 或 X-LATCH； 持有该页的 LATCH 直到修改或者造访该页的操作完成。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。通盘过程如下：
实践 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概况的锁，若是有，加插入意向锁，干涉锁恭候；若是莫得，平直写数据，不加任何锁，收尾后开释 RW-X-LATCH； 实践 select ... lock in share mode 语句，对要操作的页加 RW-S-LATCH，若是页面上存在 RW-X-LATCH 会被壅塞，莫得的话则判断纪录上是否存在活跃的事务，若是存在，则为 insert 事务创建一个排他纪录锁，并将我方加入到锁恭候队伍，临了也会开释 RW-S-LATCH。