MySQL锁篇
一、一条update语句
我们的故事继续发展，我们还是使用t这个表：
CREATE TABLE t (
id INT PRIMARY KEY,
c VARCHAR(100)
) Engine=InnoDB CHARSET=utf8;现在表里的数据就是这样的：
mysql> SELECT * FROM t;
±—±-------+
| id | c |
±—±-------+
| 1 | 刘备 |
±—±-------+
1 row in set (0.01 sec)
然后更新表里的一条数据：
update t set c='曹操' where id = 1;执行流程：
二、MySQL锁介绍
在实际的数据库系统中，每时每刻都在发生锁定，当某个用户在修改一部分数据时，MySQL会通过锁定防止其他用户读取同一数据。
在处理并发读或者写时，通过实现一个由两种类型的锁组成的锁系统来解决问题。两种锁通常被称为共享锁(shared lock)和排他锁(exclusive lock)，也叫读锁(read lock)和写锁(write lock)。
读锁是共享的，是互相不阻塞的。多个客户端在同一时刻可以同时读取同一个资源，而不互相干扰。写锁则是排他的，也就是说一个写锁会阻塞其他的写锁和读锁，这是出于安全策略的考虑，只有这样才能确保在给定的时间里，只有一个用户能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的同一资源。
2.1 锁分类
按锁粒度分：
全局锁：锁整database，由MySQL的SQL layer层实现的。
表级锁：锁某table，由MySQL的SQL layer层实现的。
行级锁：锁某行数据，也可锁定行之间的间隙，由某些存储引擎实现【InnoDB】按锁功能分：
共享锁Shared Locks（S锁，也叫读锁）： 为了方便理解，下文我们全部使用读锁来称呼加了读锁的记录，允许其他事务再加读锁
加锁方式：select…lock in share mode
排他锁Exclusive Locks（X锁，也叫写锁）：为了方便理解，下文我们全部使用写锁来称呼加了写锁的记录，不允许其他事务再加读锁或者写锁
加锁方式：select…for update2.2 什么是全局锁？
全局锁就对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态，后续的MDL的写语句，DDL语句，已经更新操作的事务提交语句都将被阻塞。其典型的使用场景是做全库的逻辑备份，对所有的表进行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。
加全局锁的命令为：
mysql> flush tables with read lock;释放全局锁的命令为：
mysql> unlock tables；或者断开加锁session的连接，自动释放全局锁。
说到全局锁用于备份这个事情，还是很危险的。因为如果在主库上加全局锁，则整个数据库将不能写入，备份期间影响业务运行，如果在从库上加全局锁，则会导致不能执行主库同步过来的操作，造成主从延迟。
对于innodb这种支持事务的引擎，使用mysqldump备份时可以使用–single-transaction参数，利用mvcc提供一致性视图，而不使用全局锁，不会影响业务的正常运行。而对于有MyISAM这种不支持事务的表，就只能通过全局锁获得一致性视图，对应的mysqldump参数为–lock-all-tables。
三、表级锁
3.1 什么是表级锁？
MySQL的表级锁有四种：
表读
写锁。
元数据锁（meta data lock，MDL)。
自增锁(AUTO-INC Locks)3.2 表读锁、写锁
1）表锁相关命令
MySQL 实现的表级锁定的争用状态变量：
#查看表锁定状态
mysql> show status like ‘table%’;
table_locks_immediate：产生表级锁定的次数；
table_locks_waited：出现表级锁定争用而发生等待的次数；表锁有两种表现形式：
表读锁（Table Read Lock）
表写锁（Table Write Lock）手动增加表锁：
lock table 表名称 read(write),表名称2 read(write)，其他;
# 举例：
lock table t read; #为表t加读锁
lock table t write; #为表t加写锁查看表锁情况：
show open tables;删除表锁：
unlock tables;2）表锁演示
- 环境准备
CREATE TABLE mylock (
id int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,
NAME varchar(20) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (id)
);
INSERT INTO mylock (id,NAME) VALUES (1, 'a');
INSERT INTO mylock (id,NAME) VALUES (2, 'b');
INSERT INTO mylock (id,NAME) VALUES (3, 'c');
INSERT INTO mylock (id,NAME) VALUES (4, 'd');- 读锁演示：mylock表加read锁【读阻塞写】
>时间 | session01 | session02 |
T1 | 连接MySQL | |
T2 | 获得表mylock的Read Lock锁定： lock table mylock read; | 连接MySQL |
T3 | 当前Session可以查询该表记录： select * from mylock; | 其他Session也可以查询该表的记录：select * from mylock; |
T4 | 当前Session不能查询其他没有锁定的表：select * from t; | 其他Session可以查询或更新未锁定的表：update t set c=‘张飞’ where id=1 |
T5 | 当前Session插入或更新锁定的表会提示 错误：insert into mylock (name) values(‘e’)； | 其他Session插入或更新锁定表会一直等待获取锁：insert into mylock (name) values(‘e’)； |
T6 | 释放锁： unlock tables; | 插入成功： |
- 写锁演示：mylock表加write锁【写阻塞读】
>时间 | session01 | session02 |
T1 | 连接MySQL | 待session1开启锁后，session2再获取连接 |
T2 | 获得表mylock的write锁：lock table mylock write； | |
T3 | 当前session对锁定表的查询+更新+插入操作都可以执行：select * from mylock where id=1; | 连接MySQL |
T4 | 其他session对锁定表的查询被阻塞，需要等待锁被释放select * from mylock where id=1; | |
T5 | 释放锁： unlock tables; | 获得锁，返回查询结果： |
注意：mysql有缓存，如果在查询过程中没有被阻塞说明查询到的是缓存中的数据。
3.3 元数据锁
1）元数据锁介绍
元数据锁不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。锁的作用是保证读写的正确性。你可以想象一下，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，删了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。因此，在 MySQL 5.5 版本中引入了 元数据锁，当对一个表做增删改查操作的时候，加 元数据 读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 元数据 写锁。
读锁之间不互斥，因此你可以有多个线程同时对一张表加读锁，保证数据在读取的过程中不会被其他线程修改。
写锁之间，写锁与读锁之间是互斥的，用来保证变更表结构操作的安全性。因此，如果有两个线程要同时给一个表加字段，其中一个要等另一个执行完才能开始执行。
2）元数据锁演示
时间 | session01 | session02 |
T1 | 开启事务：begin | |
T2 | 加元数据读锁： select * from mylock; | 修改表结构： alter table mylock add fint; |
T3 | 提交/回滚事务： commit/rollback 释放锁 | |
T4 | 获取锁，修改完成 |
3.4 自增锁(AUTO-INC Locks)
AUTO-INC锁是一种特殊的表级锁，发生涉及AUTO_INCREMENT列的事务性插入操作时产生。
四、行级锁
4.1 什么是行级锁？
MySQL的行级锁，是由存储引擎来实现的，这里我们主要讲解InnoDB的行级锁。InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，因此InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索的数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！InnoDB的行级锁，按照锁定范围来说，分为四种：
记录锁（Record Locks）:锁定索引中一条记录。
间隙锁（Gap Locks）:要么锁住索引记录中间的值，要么锁住第一个索引记录前面的值或者最后一个索引记录后面的值。
临键锁（Next-Key Locks）:是索引记录上的记录锁和在索引记录之前的间隙锁的组合（间隙锁+记录锁）。
插入意向锁(Insert Intention Locks)：做insert操作时添加的对记录id的锁。
InnoDB的行级锁，按照功能来说，分为两种：
读锁：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
写锁：允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。
如何加行级锁？
对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加写锁；
对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁事务可以通过以下语句手动给记录集加共享锁或排他锁。
添加读锁：
SELECT * FROM t1_simple WHERE id=4 LOCK IN SHARE MODE;添加写锁：
SELECT * FROM t1_simple WHERE id=4 FOR UPDATE;案例：
CREATE TABLE `t1_simple` (
`id` int(11) NOT NULL,
`pubtime` int(11) NULL DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`) USING BTREE,
INDEX `idx_pu`(`pubtime`) USING BTREE
) ENGINE = InnoDB;
INSERT INTO `t1_simple` VALUES (1, 10);
INSERT INTO `t1_simple` VALUES (4, 3);
INSERT INTO `t1_simple` VALUES (6, 100);
INSERT INTO `t1_simple` VALUES (8, 5);
INSERT INTO `t1_simple` VALUES (10, 1);
INSERT INTO `t1_simple` VALUES (100, 20);4.2 行锁四兄弟：意向、记录、间隙和临键锁
4.2.1 意向锁
1）什么是意向锁？
InnoDB也实现了表级锁，也就是意向锁【Intention Locks】。意向锁是mysql内部使用的，不需要用户干预。意向锁和行锁可以共存，意向锁的主要作用是为了全表更新数据时的提升性能。否则在全表更新数据时，需要先检索该范是否某些记录上面有行锁。
举个栗子：
事务A修改user表的记录r，会给记录r上一把行级的写锁，同时会给user表上一把意向写锁（IX），这时事务B要给user表上一个表级的写锁就会被阻塞。意向锁通过这种方式实现了行锁和表锁共存，且满足
事务隔离性的要求。
2）作用
表明：“某个事务正在某些行持有了锁、或该事务准备去持有锁”
意向锁的存在是为了协调行锁和表锁的关系，支持多粒度（表锁与行锁）的锁并存
举个栗子：
当我们需要加一个写锁时，需要根据意向锁去判断表中有没有数据行被锁定；
（1）如果行锁，则需要遍历每一行数据去确认；
（2）如果表锁，则只需要判断一次即可知道有没数据行被锁定，提升性能。
3）意向锁和读锁【S锁】、写锁【X锁】的兼容关系
是否兼容 | 当事务A上了：IS | IX | S | X |
事务B能否上：IS | 是 | 是 | 是 | 否 |
IX | 是 | 是 | 否 | 否 |
S | 是 | 否 | 是 | 否 |
X | 否 | 否 | 否 | 否 |
意向锁相互兼容：因为IX、IS只是表明申请更低层次级别元素（比如 page、记录）的X、S操作。
表级S锁和X、IX锁不兼容：因为上了表级S锁后，不允许其他事务再加X锁。
表级X锁和 IS、IX、S、X不兼容：因为上了表级X锁后，会修改数据。
注意：上了行级写锁后，行级写锁不会因为有别的事务上了意向写锁而堵塞，一个mysql是允许多个行级写锁同时存在的，只要他们不是针对相同的数据行。
4.2.2 记录锁
记录锁(Record Locks)，仅仅锁住索引记录的一行，在单条索引记录上加锁。记录锁锁住的永远是索引，而非记录本身，即使该表上没有任何索引，那么innodb会在后台创建一个隐藏的聚集主键索引，那么锁住的就是这个隐藏的聚集主键索引。
所以说当一条sql没有走任何索引时，那么将会在每一条聚合索引后面加写锁。
-- 加记录共享锁
select * from t1_simple where id = 1 lock in share mode;
-- 加记录排它锁
select * from t1_simple where id = 1 for update;4.2.3 间隙锁
（1）间隙锁(Gap Locks)，仅仅锁住一个索引区间（开区间，不包括双端端点）。
（2）在索引记录之间的间隙中加锁，或者是在某一条索引记录之前或者之后加锁，并不包括该索引记录本身。
（3）间隙锁可用于防止幻读，保证索引间不会被插入数据
主键id索引的行锁区间划分图：
session1执行：
begin;
select * from t1_simple where id > 4 for update;session2执行：
insert into t1_simple values (7,100); --阻塞
insert into t1_simple values (7,100); --成功4.2.4 临键锁
（1）临键锁(Next-Key Locks)相当于记录锁 + 间隙锁【左开右闭区间】，例如（5,8]
（2）默认情况下，innodb使用临键锁来锁定记录。
（3）但当查询的索引含有唯一属性的时候，临键锁会进行优化，将其降级为记录锁，即仅锁住索引本身，不是范围。
（4）临键锁在不同的场景中会退化:
普通索引index(pubtime)行锁的区间划分图：
场景 | 退化成的锁类型 |
使用Unique index 精确匹配【=】，且记录存在 | 记录锁 |
使用Unique index 精确匹配【=】，且记录不存在 | 间隙锁 |
使用Unique index 范围匹配【<和>】 | 临键锁 |
当前数据库中的记录信息：
mysql> select * from t1_simple;
session1执行：
begin;
select * from t1_simple where pubtime = 20 for update;
-- 间隙锁(10,20],(20,100]session2执行：
insert into t1_simple values (16, 19); --阻塞
select * from t1_simple where pubtime = 20 for update; --阻塞
insert into t1_simple values (16, 50); --阻塞
insert into t1_simple values (16, 101); --成功4.3 加锁规则
主键索引
等值查询，命中，加记录锁
等值查询，未命中，加间隙锁
范围查询，命中，包含where条件的临键区间，加临键锁
范围查询，没有命中，加间隙锁
辅助索引
等值查询，命中，命中记录的辅助索引项+主键索引项加记录锁，辅助索引项两侧加间隙锁
等值查询，未命中，加间隙锁
范围查询，命中，包含where条件的临键区间加临键锁。命中记录的id索引项加记录锁
范围查询，没有命中，加间隙锁
4.4 插入意向锁
（1）插入意向锁(Insert Intention Locks)是一种间隙锁，不是意向锁，在insert操作时产生。
（2）在多事务同时写入不同数据至同一索引间隙的时候，并不需要等待其他事务完成，不会发生锁等待。
（3）假设有一个记录索引包含键值10和100，不同的事务分别插入60和70，每个事务都会产生一个加在10-100之间的插入意向锁，获取在插入行上的写锁，但是不会被互相锁住，因为数据行并不冲突。
（4）插入意向锁不会阻止任何锁，对于插入的记录会持有一个记录锁。
4.5 锁相关参数
Innodb所使用的行级锁定争用状态查看：
mysql> show status like ‘innodb_row_lock%’;
Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量；
Innodb_row_lock_time：从系统启动到现在锁定总时间长度；
Innodb_row_lock_time_avg：每次等待所花平均时间；
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间；
Innodb_row_lock_waits：系统启动后到现在总共等待的次数；对于这5个状态变量，比较重要的主要是：
Innodb_row_lock_time_avg（等待平均时长）
Innodb_row_lock_waits（等待总次数）
Innodb_row_lock_time（等待总时长）这三项。尤其是当等待次数很高，而且每次等待时长也不小的时候，我们就需要分析系统中为什么会有如此多的等待，然后根据分析结果着手指定优化计划。
查看事务、锁的sql：
# 查看锁的SQL
select * from information_schema.innodb_locks;
select * from information_schema.innodb_lock_waits;
# 查看事务SQL
select * from information_schema.innodb_trx;
# 查看未关闭的事务详情
SELECT
a.trx_id,a.trx_state,a.trx_started,a.trx_query,
b.ID,b.USER,b.DB,b.COMMAND,b.TIME,b.STATE,b.INFO,
c.PROCESSLIST_USER,c.PROCESSLIST_HOST,c.PROCESSLIST_DB,d.SQL_TEXT
FROM
information_schema.INNODB_TRX a
LEFT JOIN information_schema.PROCESSLIST b ON a.trx_mysql_thread_id = b.id
AND b.COMMAND = 'Sleep'
LEFT JOIN PERFORMANCE_SCHEMA.threads c ON b.id = c.PROCESSLIST_ID
LEFT JOIN PERFORMANCE_SCHEMA.events_statements_current d ON d.THREAD_ID =
c.THREAD_ID;五、行锁分析实战
在介绍完一些背景知识之后，接下来将选择几个有代表性的例子，来详细分析MySQL的加锁处理。从最简单的例子说起，下面两条简单的SQL，他们加的什么锁？
SQL1：
select * from t1 where id = 10;SQL2：
delete from t1 where id = 10;针对这个问题，该怎么回答？
能想象到的一个答案是：
SQL1：不加锁。因为MySQL是使用多版本并发控制的，读不加锁。
SQL2：对id = 10的记录加写锁 (走主键索引)。
这个答案对吗？
说不上来。即可能是正确的，也有可能是错误的，已知条件不足，这个问题没有答案。必须还要知道以下的一些前提，前提不同，能给出的答案也就不同。要回答这个问题，还缺少哪些前提条件？
前提一：id列是不是主键？
前提二：当前系统的隔离级别是什么？
前提三：id列如果不是主键，那么id列上有索引吗？
前提四：id列上如果有二级索引，那么这个索引是唯一索引吗？
前提五：两个SQL的执行计划是什么？索引扫描？全表扫描？
没有这些前提，直接就给定一条SQL，然后问这个SQL会加什么锁，都是很业余的表现。而当这些问题有了明确的答案之后，给定的SQL会加什么锁，也就一目了然。下面，我们将这些问题的答案进行组合，然后按照从易到难的顺序，逐个分析每种组合下，对应的SQL会加哪些锁？
注：下面的这些组合，需要做一个前提假设，也就是有索引时，执行计划一定会选择使用索引进行过滤 (索引扫描)。但实际情况会复杂很多，真正的执行计划，还是需要根据MySQL输出的为准！！！
读已提交【RC】隔离级别
组合一：id列是主键，
组合二：id列是二级唯一索引
组合三：id列是二级非唯一索引
组合四：id列上没有索引可重复读【RC】隔离级别
组合五：id列是主键
组合六：id列是二级唯一索引
组合七：id列是二级非唯一索引
组合八：id列上没有索引
组合九：Serializable隔离级别排列组合还没有列举完全，但是看起来，已经很多了。真的有必要这么复杂吗？
事实上，要分析加锁，就是需要这么复杂。但是从另一个角度来说，只要你选定了一种组合，SQL需要加哪些锁，其实也就确定了。接下来，就让我们来逐个分析这9种组合下的SQL加锁策略。
注：在前面八种组合下，也就是RC，RR隔离级别下SQL1：select操作均不加锁，采用的是快照读，因此在下面的讨论中就忽略了，主要讨论SQL2：delete操作的加锁。
5.1 读已提交RC
1）组合一：id主键
这个组合，是最简单，最容易分析的组合。id是主键，Read Committed隔离级别，给定SQL：delete from t1 where id = 10 ; 只需要将主键上id = 10的记录加上写锁即可。如下图所示：
结论：id是主键时，此SQL只需要在id=10这条记录上加写锁即可。
2）组合二：id唯一索引
这个组合，id不是主键，而是一个Unique的二级索引键值。那么在RC隔离级别下，delete from t1 where id = 10; 需要加什么锁呢？
见下图：
此组合中，id是unique索引，而主键是name列。此时，加锁的情况由于组合一有所不同。由于id是unique索引，因此delete语句会选择走id列的索引进行where条件的过滤，在找到id=10的记录后，首先
会将unique索引上的id=10索引记录加上写锁，同时，会根据读取到的name列，回主键索引(聚簇索引)，然后将聚簇索引上的name = ‘d’ 对应的主键索引项加写锁。
为什么聚簇索引上的记录也要加锁？
试想一下，如果并发的一个SQL，是通过主键索引来更新：update t1 set id = 100 where name = ‘d’; 此时，如果delete语句没有将主键索引上的记录加锁，那么并发的update就会感知不到delete语句的存在，违背了同一记录上的更新/删除需要串行执行的约束。
结论：若id列是unique列，其上有unique索引。那么SQL需要加两个写锁，一个对应于id unique索引上的id = 10的记录，另一把锁对应于聚簇索引上的【name=’d’,id=10】的记录。
3）组合三：id非唯一索引
相对于组合一、二，组合三又发生了变化，隔离级别仍旧是RC不变，但是id列上的约束又降低了，id列不再唯一，只有一个普通的索引。假设delete from t1 where id = 10; 语句，仍旧选择id列上的索引进行过滤where条件，那么此时会持有哪些锁？同样见下图：
根据此图，可以看到，首先，id列索引上，满足id = 10查询条件的记录，均已加锁。同时，这些记录对应的主键索引上的记录也都加上了锁。与组合二唯一的区别在于，组合二最多只有一个满足等值查询的记录，而组合三会将所有满足查询条件的记录都加锁。
结论：若id列上有非唯一索引，那么对应的所有满足SQL查询条件的记录，都会被加锁。同时，这些记录在主键索引上的记录，也会被加锁。4）组合四：id无索引
相对于前面三个组合，这是一个比较特殊的情况。id列上没有索引，where id = 10;这个过滤条件，没法通过索引进行过滤，那么只能走全表扫描做过滤。对应于这个组合，SQL会加什么锁？或者是换句话说，全表扫描时，会加什么锁？
这个答案也有很多：有人说会在表上加写锁；有人说会将聚簇索引上，选择出来的id = 10;的记录加上写锁。那么实际情况呢？
请看下图：
由于id列上没有索引，因此只能走聚簇索引，进行全部扫描。从图中可以看到，满足删除条件的记录有两条，但是，聚簇索引上所有的记录，都被加上了写锁。无论记录是否满足条件，全部被加上写锁。既不是加表锁，也不是在满足条件的记录上加行锁。有人可能会问？为什么不是只在满足条件的记录上加锁呢？
这是由于MySQL的实现决定的。如果一个条件无法通过索引快速过滤，那么存储引擎层面就会将所有记录加锁后返回，然后由MySQL Server层进行过滤。因此也就把所有的记录，都锁上了。
注：在实际的实现中，MySQL有一些改进，在MySQL Server过滤条件，发现不满足后，会调用unlock_row方法，把不满足条件的记录放锁。这样做，保证了最后只会持有满足条件记录上的锁，但是每条记录的加锁操作还是不能省略的。
结论：
若id列上没有索引，SQL会走聚簇索引的全扫描进行过滤，由于过滤是由MySQL Server层面进行的。因此每条记录，无论是否满足条件，都会被加上写锁。但是，为了效率考量，MySQL做了优化，对于不满足条件的记录，会在判断后放锁，最终持有的，是满足条件的记录上的锁，但是不满足条件的记录上的加锁/放锁动作不会省略。
上面的四个组合，都是在Read Committed隔离级别下的加锁行为，接下来的四个组合，是在Repeatable Read隔离级别下的加锁行为。
5.2 可重复RR
1）组合五：id主键
组合五，id列是主键列，Repeatable Read隔离级别，针对 delete from t1 where id = 10; 这条SQL，加锁与组合一：id主键，Read Committed一致。
2）组合六：id唯一索引
与组合五类似，组合六的加锁，与组合二：id唯一索引，Read Committed一致。两个写锁，id唯一索引满足条件的记录上一个，对应的聚簇索引上的记录一个。
3）组合七：id非唯一索引
还记得MySQL的四种隔离级别的区别吗？
RC隔离级别允许幻读，而RR隔离级别，不允许存在幻读。
在组合五、组合六中，加锁行为又是与RC下的加锁行为完全一致。
那么RR隔离级别下，如何防止幻读呢？
组合七，Repeatable Read隔离级别，id上有一个非唯一索引，执行delete from t1 where id =10;
假设选择id列上的索引进行条件过滤，最后的加锁行为，是怎么样的呢？
同样看下面这幅图：
此图，相对于组合三：id列上非唯一锁，Read Committed看似相同，其实却有很大的区别。最大的区别在于，这幅图中多了一个间隙锁，而且间隙锁看起来也不是加在记录上的，倒像是加载两条记录之间的位置，间隙锁有何用？
其实这个多出来的间隙锁，就是RR隔离级别，相对于RC隔离级别，不会出现幻读的关键。确实，间隙锁锁住的位置，也不是记录本身，而是两条记录之间的GAP。
所谓幻读，就是同一个事务，连续做两次当前读 (例如：select * from t1 where id = 10 for update;)，那么这两次当前读返回的是完全相同的记录 (记录数量一致，记录本身也一致)，第二次的当前读，不会比第一次返回更多的记录 (幻象)。
如何保证两次当前读返回一致的记录？那就需要在第一次当前读与第二次当前读之间，其他的事务不会插入新的满足条件的记录并提交。为了实现这个功能，间隙锁应运而生。
结论：
Repeatable Read隔离级别下，id列上有一个非唯一索引，对应SQL：delete from t1 where id = 10; 首先，通过id索引定位到第一条满足查询条件的记录，加记录上的写锁，加GAP上的间隙锁，然后加主键聚簇索引上的记录写锁，然后返回；然后读取下一条，重复进行。直至进行到第一条不满足条件的记录[11,f]，此时，不需要加记录写锁，但是仍旧需要加间隙锁，最后返回结束。
4）组合八：id无索引
组合八，Repeatable Read隔离级别下的最后一种情况，id列上没有索引。此时SQL：delete from t1 where id = 10; 没有其他的路径可以选择，只能进行全表扫描。最终的加锁情况，如下图所示：
如图，这是一个很恐怖的现象。首先，聚簇索引上的所有记录，都被加上了写锁。其次，聚簇索引每条记录间的间隙，也同时被加上了间隙锁。这个示例表，只有6条记录，一共需要6个记录锁，7个间隙
锁。试想，如果表上有1000万条记录呢？
在这种情况下，这个表上，除了不加锁的快照度，其他任何加锁的并发SQL，均不能执行，不能更新，不能删除，不能插入，全表被锁死。
当然，跟组合四：id无索引, Read Committed类似，这个情况下，MySQL也做了一些优化，就是所谓的semi-consistent read。semi-consistent read开启的情况下，对于不满足查询条件的记录，MySQL
会提前放锁。针对上面的这个用例，就是除了记录[d,10]，[g,10]之外，所有的记录锁都会被释放，同时不加间隙锁。
semi-consistent read如何触发？
要么是read committed隔离级别；要么是Repeatable Read隔离级别，同时设置了innodb_locks_unsafe_for_binlog 参数。
结论：
在Repeatable Read隔离级别下，如果进行全表扫描的当前读，那么会锁上表中的所有记录，同时会锁上聚簇索引内的所有间隙，杜绝所有的并发 更新/删除/插入 操作。当然，也可以通过触发semi-consistent read，来缓解加锁开销与并发影响，但是semi-consistent read本身也会带来其他问题，不建议使用。
5.3 串行化Serializable
针对前面提到的简单的SQL，最后一个情况：Serializable隔离级别。对于SQL2来说，Serializable隔离级别与Repeatable Read隔离级别组合八情况完全一致，因此不做介绍。
delete from t1 where id = 10Serializable隔离级别，影响的是SQL1这条SQL：
select * from t1 where id = 10在RC，RR隔离级别下，都是快照读，不加锁。但是在Serializable隔离级别，SQL1会加读锁，也就是说快照读不复存在，MVCC并发控制降级为LBCC。
结论：
在MySQL/InnoDB中，所谓的读不加锁，并不适用于所有的情况，而是隔离级别相关的。Serializable隔离级别，读不加锁就不再成立，所有的读操作，都是当前读。
5.4 复杂SQL加锁分析
再来看一个稍微复杂点的SQL，用于说明MySQL加锁的另外一个逻辑。
SQL用例如下：
delete from t1 where pubtime > 1 and pubtime < 20 and userid='hdc' and commit is not null;
如图中的SQL，会加什么锁？
假定在Repeatable Read隔离级别下，同时，假设SQL走的是idx_t1_pu索引。
在详细分析这条SQL的加锁情况前，还需要有一个知识储备，那就是一个SQL中的where条件如何拆分？
在这里，我直接给出分析后的结果：
Index key：pubtime > 1 and puptime < 20。此条件，用于确定SQL在idx_t1_pu索引上的查询范围。
Index Filter：userid = ‘hdc’ 。此条件，可以在idx_t1_pu索引上进行过滤，但不属于Index Key。
Table Filter：comment is not NULL。此条件，在idx_t1_pu索引上无法过滤，只能在聚簇索引上过滤。在分析出SQL where条件的构成之后，再来看看这条SQL的加锁情况 (RR隔离级别)，如下图所示：
从图中可以看出，在Repeatable Read隔离级别下，由Index Key所确定的范围，被加上了间隙锁；
Index Filter锁给定的条件 (userid = ‘hdc’)何时过滤，视MySQL的版本而定【 图中，用红色箭头标出的写锁是否要加，与ICP有关】
在MySQL 5.6版本之前，不支持Index Condition Pushdown，因此Index Filter在MySQL Server层过滤。
若不支持ICP，不满足Index Filter的记录，也需要加上记录写锁；
在MySQL 5.6版本之后，支持了Index Condition Pushdown，则在index上过滤。
若支持ICP，则不满足Index Filter的记录，无需加记录写锁；
而Table Filter对应的过滤条件，则在聚簇索引中读取后，在MySQL Server层面过滤，因此聚簇索引上也需要写锁。最后，选取出了一条满足条件的记录[8,hdc,d,5,good]，但是加锁的数量，要远远大于满足
条件的记录数量。
结论：
在Repeatable Read隔离级别下，针对一个复杂的SQL，首先需要提取其where条件。
Index Key确定的范围，需要加上间隙锁；
Index Filter过滤条件，视MySQL版本是否支持ICP，若支持ICP，则不满足Index Filter的记录，不加写锁，否则需要写锁；
Table Filter过滤条件，无论是否满足，都需要加写锁。
六、死锁原理
深入理解MySQL如何加锁，有两个比较重要的作用：
可以根据MySQL的加锁规则，写出不会发生死锁的SQL；
可以根据MySQL的加锁规则，定位出线上产生死锁的原因；
6.1 什么是死锁？
下面，来看看两个死锁的例子 一个是两个Session的两条SQL产生死锁；另一个是两个Session的一条SQL，产生死锁：
上面的两个死锁用例。
第一个非常好理解，也是最常见的死锁，每个事务执行两条SQL，分别持有了一把锁，然后加另一把锁，产生死锁。
第二个用例，虽然每个Session都只有一条语句，仍旧会产生死锁。Session 1，从name索引出发，读到的[hdc, 1]，[hdc, 6]均满足条件，不仅会加name索引上的记录写锁，而且会加聚簇索引上的记录写锁，加锁顺序为先[1,hdc,100]，后[6,hdc,10]。
Session 2，从pubtime索引出发，[10,6],[100,1]均满足过滤条件，同样也会加聚簇索引上的记录写锁，加锁顺序为[6,hdc,10]，后[1,hdc,100]。
发现没有，跟Session 1的加锁顺序正好相反，如果两个Session恰好都持有了第一把锁，请求加第二把锁，死锁就发生了。
结论：
死锁的发生与否，并不在于事务中有多少条SQL语句，【死锁的关键在于】：两个(或以上)的Session【加锁的顺序】不一致。
6.2 如何避免死锁呢？
MySQL默认会主动探知死锁，并回滚某一个影响最小的事务。等另一事务执行完成之后，再重新执行该事务。
- 注意程序的逻辑：
根本的原因是程序逻辑的顺序，最常见的是交差更新
Transaction 1: 更新表A -> 更新表B
Transaction 2: 更新表B -> 更新表A
Transaction获得两个资源 - 保持事务的轻量：越是轻量的事务，占有越少的锁资源，这样发生死锁的几率就越小
- 提高运行的速度：避免使用子查询，尽量使用主键等等
- 尽量快提交事务，减少持有锁的时间：越早提交事务，锁就越早释放
