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上周值班，碰到这样的一个客户问题，表结构简化如下：
CREATE TABLE `aa` (
`c1` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`c2` int(11) DEFAULT NULL,
`c3` int(11) DEFAULT ‘0‘,
`c4` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`c1`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8
在使用如下的语法时，怎么会插入两条 c2 = 1007 and c3 = 1的记录？
insert into aa(c2,c4) select 1007, 8 from dual where not exists(select * from aa where c2 = 1007 and c3 = 1);
毫无疑问的，是先排查用户的binlog，发现确实一前一后有两条插入语句。
那会不会是MySQL的bug呢？即使是bug，也得要先复现出来吧。
如何复现呢？
session 1:
begin work;
insert into aa(c2,c4) select 1007, 8 from dual where not exists(select * from aa where c2 = 1007 and c3 = 1);
这时先不commit
session 2:
begin work;
insert into aa(c2,c4) select 1002, 5 from dual where not exists(select * from aa where c2 = 1002 and c3 = 0);
commit
session1:
commit
ok，有点眉目了。在这种情况下，是可以稳定复现的。
但是客户去复现时，却依然复现不出来。这时想到可能是隔离级别不一样。
果然，我是在Read committed的场景下复现，客户是在Repeatable read的场景下复现。
那么，为什么两个隔离级别会有不同的效果呢？
根本原因是RC隔离级别保证对读取到的记录加锁 (记录锁)；
RR隔离级别保证对读取到的记录加锁 (记录锁)，同时保证对读取的范围加锁，新的满足查询条件的记录不能够插入 (GAP锁)，不存在幻读现象。
GAP锁的目的，是为了防止同一事务的两次当前读，出现幻读的情况。
一些基本知识点：
两段锁
数据库遵循的是两段锁协议，将事务分成两个阶段，加锁阶段和解锁阶段（所以叫两段锁）
- 加锁阶段：在该阶段可以进行加锁操作。在对任何数据进行读操作之前要申请并获得S锁（共享锁，其它事务可以继续加共享锁，但不能加排它锁），在进行写操作之前要申请并获得X锁（排它锁，其它事务不能再获得任何锁）。加锁不成功，则事务进入等待状态，直到加锁成功才继续执行。
- 解锁阶段：当事务释放了一个封锁以后，事务进入解锁阶段，在该阶段只能进行解锁操作不能再进行加锁操作。
| 事务 | 加锁/解锁处理 |
|---|
| begin； |
|
| insert into test ..... |
加insert对应的锁 |
| update test set... |
加update对应的锁 |
| delete from test .... |
加delete对应的锁 |
| commit; |
事务提交时，同时释放insert、update、delete对应的锁 |
这种方式虽然无法避免死锁，但是两段锁协议可以保证事务的并发调度是串行化（串行化很重要，尤其是在数据恢复和备份的时候）的。
事务的隔离级别
| 隔离级别 | 脏读（Dirty Read） | 不可重复读（NonRepeatable Read） | 幻读（Phantom Read） |
|---|
| 未提交读（Read uncommitted） |
可能 |
可能 |
可能 |
| 已提交读（Read committed） |
不可能 |
可能 |
可能 |
| 可重复读（Repeatable read） |
不可能 |
不可能 |
可能 |
| 可串行化（Serializable ） |
不可能 |
不可能 |
不可能 |
- 未提交读(Read Uncommitted)：允许脏读，也就是可能读取到其他会话中未提交事务修改的数据
- 提交读(Read Committed)：只能读取到已经提交的数据。针对当前读，RC隔离级别保证对读取到的记录加锁 (记录锁)，存在幻读现象。
- 可重复读(Repeated Read)：可重复读。在同一个事务内的查询都是事务开始时刻一致的，InnoDB默认级别。针对当前读，RR隔离级别保证对读取到的记录加锁 (记录锁)，同时保证对读取的范围加锁，新的满足查询条件的记录不能够插入 (间隙锁)，不存在幻读现象。
- 串行读(Serializable)：完全串行化的读，每次读都需要获得表级共享锁，读写相互都会阻塞。从MVCC并发控制退化为基于锁的并发控制。不区别快照读与当前读，所有的读操作均为当前读，读加读锁 (S锁)，写加写锁 (X锁)。Serializable隔离级别下，读写冲突，因此并发度急剧下降，在MySQL/InnoDB下不建议使用。
Read Uncommitted这种级别，数据库一般都不会用，而且任何操作都不会加锁，这里就不讨论了。
快照读VS当前读
在MVCC并发控制中，读操作可以分成两类：快照读 (snapshot read)与当前读 (current read)。快照读，读取的是记录的可见版本 (有可能是历史版本)，不用加锁。当前读，读取的是记录的最新版本，并且，当前读返回的记录，都会加上锁，保证其他事务不会再并发修改这条记录。
在一个支持MVCC并发控制的系统中，哪些读操作是快照读？哪些操作又是当前读呢？以MySQL InnoDB为例：
-
快照读：简单的select操作，属于快照读，不加锁。
-
当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，需要加锁。
-
select * from table where ? lock in share mode;
-
select * from table where ? for update;
-
insert into table values (…);
-
update table set ? where ?;
-
delete from table where ?;
所有以上的语句，都属于当前读，读取记录的最新版本。并且，读取之后，还需要保证其他并发事务不能修改当前记录，对读取记录加锁。其中，除了第一条语句，对读取记录加S锁 (共享锁)外，其他的操作，都加的是X锁 (排它锁)。
不同隔离级别，以及对于不同的索引情况会如何加锁？
delete from t1 where id = 10;
-
组合一：id列是主键，RC隔离级别： 只需要将主键上id = 10的记录加上X锁即可
-
组合二：id列是二级唯一索引，RC隔离级别： 需要加两个X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。
-
组合三：id列是二级非唯一索引，RC隔离级别：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。
-
组合四：id列上没有索引，RC隔离级别：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X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。
- 聚簇索引上所有的记录，都被加上了X锁。无论记录是否满足条件，全部被加上X锁。这个锁的效果和表锁有什么区别？rc隔离级别下，有区别，记录仍旧可以插入。rr下，功能上无区别。但是innodb不会主动升级表锁。
- 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(innodb)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。
- 在5.6后支持了Index Condition Pushdown， 可以在innodb层进行过滤。
-
-
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组合七：id列是二级非唯一索引，RR隔离级别：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X锁，加GAP上的GAP锁，然后加主键聚簇索引上的记录X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X锁，但是仍旧需要加GAP锁，最后返回结束。
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组合八：id列上没有索引，RR隔离级别：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GAP，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。
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组合九：Serializable隔离级别： 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。
值班问题归纳总结
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原文地址：http://www.cnblogs.com/yuyue2014/p/4747018.html
