在上一篇文章最后，我给你留了一个关于加锁规则的问题。今天，我们就从这个问题说起吧。
为了便于说明问题，这一篇文章，我们就先使用一个小一点儿的表。建表和初始化语句如下（为了便于本期的例子说明，我把上篇文章中用到的表结构做了点儿修改）：
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
这个表除了主键id外，还有一个索引c，初始化语句在表中插入了6行数据。
上期我留给你的问题是，下面的语句序列，是怎么加锁的，加的锁又是什么时候释放的呢？
begin;
select * from t where d=5 for update;
commit;
比较好理解的是，这个语句会命中d=5的这一行，对应的主键id=5，因此在select 语句执行完成后，id=5这一行会加一个写锁，而且由于两阶段锁协议，这个写锁会在执行commit语句的时候释放。
由于字段d上没有索引，因此这条查询语句会做全表扫描。那么，其他被扫描到的，但是不满足条件的5行记录上，会不会被加锁呢？
我们知道，InnoDB的默认事务隔离级别是可重复读，所以本文接下来没有特殊说明的部分，都是设定在可重复读隔离级别下。
幻读是什么？
现在，我们就来分析一下，如果只在id=5这一行加锁，而其他行的不加锁的话，会怎么样。
下面先来看一下这个场景：
可以看到，session A里执行了三次查询，分别是Q1、Q2和Q3。它们的SQL语句相同，都是select * from t where d=5 for update。这个语句的意思你应该很清楚了，查所有d=5的行，而且使用的是当前读，并且加上写锁。现在，我们来看一下这三条SQL语句，分别会返回什么结果。
-
Q1只返回id=5这一行；
-
在T2时刻，session B把id=0这一行的d值改成了5，因此T3时刻Q2查出来的是id=0和id=5这两行；
-
在T4时刻，session C又插入一行（1,1,5），因此T5时刻Q3查出来的是id=0、id=1和id=5的这三行。
其中，Q3读到id=1这一行的现象，被称为“幻读”。也就是说，幻读指的是一个事务在前后两次查询同一个范围的时候，后一次查询看到了前一次查询没有看到的行。
这里，我需要对“幻读”做一个说明：
-
在可重复读隔离级别下，普通的查询是快照读，是不会看到别的事务插入的数据的。因此，幻读在“当前读”下才会出现。
-
上面session B的修改结果，被session A之后的select语句用“当前读”看到，不能称为幻读。幻读仅专指“新插入的行”。
如果只从第8篇文章《事务到底是隔离的还是不隔离的？》我们学到的事务可见性规则来分析的话，上面这三条SQL语句的返回结果都没有问题。
因为这三个查询都是加了for update，都是当前读。而当前读的规则，就是要能读到所有已经提交的记录的最新值。并且，session B和sessionC的两条语句，执行后就会提交，所以Q2和Q3就是应该看到这两个事务的操作效果，而且也看到了，这跟事务的可见性规则并不矛盾。
但是，这是不是真的没问题呢？
不，这里还真就有问题。
幻读有什么问题？
首先是语义上的。session A在T1时刻就声明了，“我要把所有d=5的行锁住，不准别的事务进行读写操作”。而实际上，这个语义被破坏了。
如果现在这样看感觉还不明显的话，我再往session B和session C里面分别加一条SQL语句，你再看看会出现什么现象。
session B的第二条语句update t set c=5 where id=0，语义是“我把id=0、d=5这一行的c值，改成了5”。
由于在T1时刻，session A 还只是给id=5这一行加了行锁， 并没有给id=0这行加上锁。因此，session B在T2时刻，是可以执行这两条update语句的。这样，就破坏了 session A 里Q1语句要锁住所有d=5的行的加锁声明。
session C也是一样的道理，对id=1这一行的修改，也是破坏了Q1的加锁声明。
其次，是数据一致性的问题。
我们知道，锁的设计是为了保证数据的一致性。而这个一致性，不止是数据库内部数据状态在此刻的一致性，还包含了数据和日志在逻辑上的一致性。
为了说明这个问题，我给session A在T1时刻再加一个更新语句，即：update t set d=100 where d=5。
update的加锁语义和select ...for update 是一致的，所以这时候加上这条update语句也很合理。session A声明说“要给d=5的语句加上锁”，就是为了要更新数据，新加的这条update语句就是把它认为加上了锁的这一行的d值修改成了100。
现在，我们来分析一下图3执行完成后，数据库里会是什么结果。
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经过T1时刻，id=5这一行变成 (5,5,100)，当然这个结果最终是在T6时刻正式提交的;
-
经过T2时刻，id=0这一行变成(0,5,5);
-
经过T4时刻，表里面多了一行(1,5,5);
-
其他行跟这个执行序列无关，保持不变。
这样看，这些数据也没啥问题，但是我们再来看看这时候binlog里面的内容。
-
T2时刻，session B事务提交，写入了两条语句；
-
T4时刻，session C事务提交，写入了两条语句；
-
T6时刻，session A事务提交，写入了update t set d=100 where d=5 这条语句。
我统一放到一起的话，就是这样的：
update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/
insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/
update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/
好，你应该看出问题了。这个语句序列，不论是拿到备库去执行，还是以后用binlog来克隆一个库，这三行的结果，都变成了 (0,5,100)、(1,5,100)和(5,5,100)。
也就是说，id=0和id=1这两行，发生了数据不一致。这个问题很严重，是不行的。
到这里，我们再回顾一下，这个数据不一致到底是怎么引入的？
我们分析一下可以知道，这是我们假设“select * from t where d=5 for update这条语句只给d=5这一行，也就是id=5的这一行加锁”导致的。
所以我们认为，上面的设定不合理，要改。
那怎么改呢？我们把扫描过程中碰到的行，也都加上写锁，再来看看执行效果。
由于session A把所有的行都加了写锁，所以session B在执行第一个update语句的时候就被锁住了。需要等到T6时刻session A提交以后，session B才能继续执行。
这样对于id=0这一行，在数据库里的最终结果还是 (0,5,5)。在binlog里面，执行序列是这样的：
insert into t values(1,1,5); /*(1,1,5)*/
update t set c=5 where id=1; /*(1,5,5)*/
update t set d=100 where d=5;/*所有d=5的行，d改成100*/
update t set d=5 where id=0; /*(0,0,5)*/
update t set c=5 where id=0; /*(0,5,5)*/
可以看到，按照日志顺序执行，id=0这一行的最终结果也是(0,5,5)。所以，id=0这一行的问题解决了。
但同时你也可以看到，id=1这一行，在数据库里面的结果是(1,5,5)，而根据binlog的执行结果是(1,5,100)，也就是说幻读的问题还是没有解决。为什么我们已经这么“凶残”地，把所有的记录都上了锁，还是阻止不了id=1这一行的插入和更新呢？
原因很简单。在T3时刻，我们给所有行加锁的时候，id=1这一行还不存在，不存在也就加不上锁。
也就是说，即使把所有的记录都加上锁，还是阻止不了新插入的记录，这也是为什么“幻读”会被单独拿出来解决的原因。
到这里，其实我们刚说明完文章的标题 ：幻读的定义和幻读有什么问题。
接下来，我们再看看InnoDB怎么解决幻读的问题。
如何解决幻读？
现在你知道了，产生幻读的原因是，行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。因此，为了解决幻读问题，InnoDB只好引入新的锁，也就是间隙锁(Gap Lock)。
顾名思义，间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙。比如文章开头的表t，初始化插入了6个记录，这就产生了7个间隙。
这样，当你执行 select * from t where d=5 for update的时候，就不止是给数据库中已有的6个记录加上了行锁，还同时加了7个间隙锁。这样就确保了无法再插入新的记录。
也就是说这时候，在一行行扫描的过程中，不仅将给行加上了行锁，还给行两边的空隙，也加上了间隙锁。
现在你知道了，数据行是可以加上锁的实体，数据行之间的间隙，也是可以加上锁的实体。但是间隙锁跟我们之前碰到过的锁都不太一样。
比如行锁，分成读锁和写锁。下图就是这两种类型行锁的冲突关系。
也就是说，跟行锁有冲突关系的是“另外一个行锁”。
但是间隙锁不一样，跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作。间隙锁之间都不存在冲突关系。
这句话不太好理解，我给你举个例子：
这里session B并不会被堵住。因为表t里并没有c=7这个记录，因此session A加的是间隙锁(5,10)。而session B也是在这个间隙加的间隙锁。它们有共同的目标，即：保护这个间隙，不允许插入值。但，它们之间是不冲突的。
间隙锁和行锁合称next-key lock，每个next-key lock是前开后闭区间。也就是说，我们的表t初始化以后，如果用select * from t for update要把整个表所有记录锁起来，就形成了7个next-key lock，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +suprenum]。
备注：这篇文章中，如果没有特别说明，我们把间隙锁记为开区间，把next-key lock记为前开后闭区间。
你可能会问说，这个suprenum从哪儿来的呢？
这是因为+∞是开区间。实现上，InnoDB给每个索引加了一个不存在的最大值suprenum，这样才符合我们前面说的“都是前开后闭区间”。
间隙锁和next-key lock的引入，帮我们解决了幻读的问题，但同时也带来了一些“困扰”。
在前面的文章中，就有同学提到了这个问题。我把他的问题转述一下，对应到我们这个例子的表来说，业务逻辑这样的：任意锁住一行，如果这一行不存在的话就插入，如果存在这一行就更新它的数据，代码如下：
begin;
select * from t where id=N for update;
/*如果行不存在*/
insert into t values(N,N,N);
/*如果行存在*/
update t set d=N set id=N;
commit;
可能你会说，这个不是insert ... on duplicate key update 就能解决吗？但其实在有多个唯一键的时候，这个方法是不能满足这位提问同学的需求的。至于为什么，我会在后面的文章中再展开说明。
现在，我们就只讨论这个逻辑。
这个同学碰到的现象是，这个逻辑一旦有并发，就会碰到死锁。你一定也觉得奇怪，这个逻辑每次操作前用for update锁起来，已经是最严格的模式了，怎么还会有死锁呢？
这里，我用两个session来模拟并发，并假设N=9。
你看到了，其实都不需要用到后面的update语句，就已经形成死锁了。我们按语句执行顺序来分析一下：
-
session A 执行select ... for update语句，由于id=9这一行并不存在，因此会加上间隙锁(5,10);
-
session B 执行select ... for update语句，同样会加上间隙锁(5,10)，间隙锁之间不会冲突，因此这个语句可以执行成功；
-
session B 试图插入一行(9,9,9)，被session A的间隙锁挡住了，只好进入等待；
-
session A试图插入一行(9,9,9)，被session B的间隙锁挡住了。
至此，两个session进入互相等待状态，形成死锁。当然，InnoDB的死锁检测马上就发现了这对死锁关系，让session A的insert语句报错返回了。
你现在知道了，间隙锁的引入，可能会导致同样的语句锁住更大的范围，这其实是影响了并发度的。其实，这还只是一个简单的例子，在下一篇文章中我们还会碰到更多、更复杂的例子。
你可能会说，为了解决幻读的问题，我们引入了这么一大串内容，有没有更简单一点的处理方法呢。
我在文章一开始就说过，如果没有特别说明，今天和你分析的问题都是在可重复读隔离级别下的，间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效的。所以，你如果把隔离级别设置为读提交的话，就没有间隙锁了。但同时，你要解决可能出现的数据和日志不一致问题，需要把binlog格式设置为row。这，也是现在不少公司使用的配置组合。
前面文章的评论区有同学留言说，他们公司就使用的是读提交隔离级别加binlog_format=row的组合。他曾问他们公司的DBA说，你为什么要这么配置。DBA直接答复说，因为大家都这么用呀。
所以，这个同学在评论区就问说，这个配置到底合不合理。
关于这个问题本身的答案是，如果读提交隔离级别够用，也就是说，业务不需要可重复读的保证，这样考虑到读提交下操作数据的锁范围更小（没有间隙锁），这个选择是合理的。
但其实我想说的是，配置是否合理，跟业务场景有关，需要具体问题具体分析。
但是，如果DBA认为之所以这么用的原因是“大家都这么用”，那就有问题了，或者说，迟早会出问题。
比如说，大家都用读提交，可是逻辑备份的时候，mysqldump为什么要把备份线程设置成可重复读呢？（这个我在前面的文章中已经解释过了，你可以再回顾下第6篇文章《全局锁和表锁 ：给表加个字段怎么有这么多阻碍？》的内容）
然后，在备份期间，备份线程用的是可重复读，而业务线程用的是读提交。同时存在两种事务隔离级别，会不会有问题？
进一步地，这两个不同的隔离级别现象有什么不一样的，关于我们的业务，“用读提交就够了”这个结论是怎么得到的？
如果业务开发和运维团队这些问题都没有弄清楚，那么“没问题”这个结论，本身就是有问题的。
小结
今天我们从上一篇文章的课后问题说起，提到了全表扫描的加锁方式。我们发现即使给所有的行都加上行锁，仍然无法解决幻读问题，因此引入了间隙锁的概念。
我碰到过很多对数据库有一定了解的业务开发人员，他们在设计数据表结构和业务SQL语句的时候，对行锁有很准确的认识，但却很少考虑到间隙锁。最后的结果，就是生产库上会经常出现由于间隙锁导致的死锁现象。
行锁确实比较直观，判断规则也相对简单，间隙锁的引入会影响系统的并发度，也增加了锁分析的复杂度，但也有章可循。下一篇文章，我就会为你讲解InnoDB的加锁规则，帮你理顺这其中的“章法”。
作为对下一篇文章的预习，我给你留下一个思考题。
如果你之前没有了解过本篇文章的相关内容，一定觉得这三个语句简直是风马牛不相及。但实际上，这里session B和session C的insert 语句都会进入锁等待状态。
你可以试着分析一下，出现这种情况的原因是什么？
这里需要说明的是，这其实是我在下一篇文章介绍加锁规则后才能回答的问题，是留给你作为预习的，其中session C被锁住这个分析是有点难度的。如果你没有分析出来，也不要气馁，我会在下一篇文章和你详细说明。
你也可以说说，你的线上MySQL配置的是什么隔离级别，为什么会这么配置？你有没有碰到什么场景，是必须使用可重复读隔离级别的呢？
你可以把你的碰到的场景和分析写在留言区里，我会在下一篇文章选取有趣的评论跟大家一起分享和分析。感谢你的收听，也欢迎你把这篇文章分享给更多的朋友一起阅读。
上期问题时间
我们在本文的开头回答了上期问题。有同学的回答中还说明了读提交隔离级别下，在语句执行完成后，是只有行锁的。而且语句执行完成后，InnoDB就会把不满足条件的行行锁去掉。
当然了，c=5这一行的行锁，还是会等到commit的时候才释放的。
评论区留言点赞板：
@薛畅 、@张永志同学给出了正确答案。而且提到了在读提交隔离级别下，是只有行锁的。
@帆帆帆帆帆帆帆帆、@欧阳成 对上期的例子做了验证，需要说明一下，需要在启动配置里面增加performance_schema=on，才能用上这个功能，performance_schema库里的表才有数据。
精选留言
1.我在事务1中执行 begin;select * from t where c=5 for update;事务未提交，然后事务2中begin;update t set c=5 where id=0;执行阻塞，替换成update t set c=11 where id=0;执行不阻塞，我觉得原因是事务1执行时产生next-key lock范围是(0,5].(5,10]。我想问下update set操作c=xxx是会加锁吗？以及加锁的原理。
2.一直以为gap只会在二级索引上，看了你的死锁案例，发现主键索引上也会有gap锁？
SELECT * FROM t where c>=15 and c<=20 for update; 会加如下锁：
next-key lock:(10, 15], (15, 20]
gap lock:(20, 25)
SELECT * FROM t where c>=15 and c<=20 order by c desc for update; 会加如下锁：
next-key lock:(5, 10], (10, 15], (15, 20]
gap lock:(20, 25)
session C 被锁住的原因就是根据索引 c 逆序排序后多出的 next-key lock:(5, 10]
同时我有个疑问：加不加 next-key lock:(5, 10] 好像都不会影响到 session A 可重复读的语义，那么为什么要加这个锁呢？
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
运行mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from t where c>=15 and c<=20 order by c desc for update;
c 索引会在最右侧包含主键值，c索引的值为(0,0) (5,5) (10,10) (15,15) (20,20) (25,25)
此时c索引上锁的范围其实还要匹配主键值 。
思考题答案是，上限会扫到c索引(20,20) 上一个键，为了防止c为20 主键值小于25 的行插入，需要锁定(20,20) (25,25) 两者的间隙；开启另一会话(26,25,25)可以插入，而(24,25,25)会被堵塞。
下限会扫描到(15,15)的下一个键也就是(10,10),测试语句会继续扫描一个键就是(5,5) ，此时会锁定，(5,5) 到(15,15)的间隙，由于id是主键不可重复所以下限也是闭区间；
在本例的测试数据中添加(21,25,25)后就可以正常插入(24,25,25)
锁信息见括号里的说明。
TABLE LOCK table `guo_test`.`t` trx id 105275 lock mode IX
RECORD LOCKS space id 31 page no 4 n bits 80 index c of table `guo_test`.`t` trx id 105275 lock_mode X
Record lock, heap no 4 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c（5，10])
0: len 4; hex 8000000a; asc ;;
1: len 4; hex 8000000a; asc ;;
Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c (10,15])
0: len 4; hex 8000000f; asc ;;
1: len 4; hex 8000000f; asc ;;
Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c (15,20])
0: len 4; hex 80000014; asc ;;
1: len 4; hex 80000014; asc ;;
Record lock, heap no 7 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0 ----(Next-Key Lock，索引锁c (20,25])
0: len 4; hex 80000019; asc ;;
1: len 4; hex 80000019; asc ;;
RECORD LOCKS space id 31 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `guo_test`.`t` trx id 105275 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
----(记录锁 锁c=15对应的主键）
0: len 4; hex 8000000f; asc ;;
1: len 6; hex 0000000199e3; asc ;;
2: len 7; hex ca000001470134; asc G 4;;
3: len 4; hex 8000000f; asc ;;
4: len 4; hex 8000000f; asc ;;
Record lock, heap no 6 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000014; asc ;;
----(记录锁 锁c=20对应的主键）
1: len 6; hex 0000000199e3; asc ;;
2: len 7; hex ca000001470140; asc G @;;
3: len 4; hex 80000014; asc ;;
4: len 4; hex 80000014; asc ;;
由于字数限制，正序及无排序的日志无法帖出，倒序日志比这两者，多了范围(Next-Key Lock，索引锁c（5，10])，个人理解是，加锁分两次，第一次，即正序的锁，第二次为倒序的锁，即多出的(5,10],在RR隔离级别，
innodb在加锁的过程中会默认向后锁一个记录，加上Next-Key Lock,第一次加锁的时候10已经在范围，由于倒序，向后，即向5再加Next-key Lock,即多出的(5,10]范围
根据前面文章的理解：死锁产生的原因如下
线程1：update语句where c= 1 然后 update语句where c=2
线程2：update语句where c=2然后 update语句where c=1
如果线程1获取c=1的锁，等待c=2的锁，线程2获取了c=2的锁，等待c=1的锁，就会产生死锁。
但是线上的情况是
线程1：update语句where c= 1 然后 update语句where c=2
线程2：update语句where c=1然后 update语句where c=2
按说不会产生死锁啊，因为如果线程1获取了c=1的锁，线程2就阻塞了。线程1执行完之后，线程2执行就可以了死锁日志如下：
(1) TRANSACTION:
TRANSACTION 9418928, ACTIVE 0.088 sec fetching rows
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 66 lock struct(s), heap size 13864, 8 row lock(s)
LOCK BLOCKING MySQL thread id: 11495130 block 11105198
MySQL thread id 11105198, OS thread handle 0x2b086bf45700, query id 88822589 39.106.161.89 daogou Searching rows for update
UPDATE union_pid
SET USE_TIMES = USE_TIMES + 1
WHERE PID = 'mm_128160800_40474215_33107450401'
(1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 134 page no 93 n bits 192 index `PRIMARY` of table `shanfan`.`union_pid` trx id 9418928 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 86 PHYSICAL RECORD: n_fields 12; compact format; info bits 0
(2) TRANSACTION:
TRANSACTION 9418929, ACTIVE 0.088 sec fetching rows
mysql tables in use 1, locked 1
280 lock struct(s), heap size 46632, 17 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 11495130, OS thread handle 0x2b086be41700, query id 88822594 39.106.161.89 daogou Searching rows for update
UPDATE union_pid
SET USE_TIMES = USE_TIMES + 1
WHERE PID = '1000501132_0_1432392817'
(2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 134 page no 93 n bits 192 index `PRIMARY` of table `shanfan`.`union_pid` trx id 9418929 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 86 PHYSICAL RECORD: n_fields 12; compact format; info bits 0
(2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 134 page no 68 n bits 264 index `PRIMARY` of table `shanfan`.`union_pid` trx id 9418929 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 116 PHYSICAL RECORD: n_fields 12; compact format; info bits 0
WE ROLL BACK TRANSACTION (1)
我想问的是，
一 mysql是以page为最小单位的，mysql一次磁盘io能只读一个块吗？还是多个块组成的page？
二 若一次只能读一个page，也就是多个块的话，这个N的大小是不是应该取决于page的大小呢？
三 主键索引叶子结点存放的实际数据，应该是通过指针跟叶子结点连接的吗？还是直接存在叶子结点所在的页里吗？
update tab1 set name =(select name from tab2 where status =2)...
tab2.status 上有二级非唯一索引,rr 隔离级别
上述情况
tab2.id 上的的索引会被锁吗?
实际开发 看到的死锁情况 是这条语句在等待 s 锁 但是没有 gap 锁,也没有设置 semi-consistent read
求老师解答
因为sessionA虽然有索引，但是因为排序需要扫描全表。所以为全表增加了gap lock。导致insert都需要等待锁释放。
是否sessionA不加order by，sessionC就不用block了？
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8；
但是我在一个sessionA执行begin; select * from t where d=5 for update;
得到 5 | 5 | 5 | 这一行数据
sessionB 执行update t set id=5 set id=0; 然后这条语句阻塞
sessionC执行insert into t(id,c,d) values(1,1,5); 也阻塞，跟您的图1 的执行结果不一样，为什么啊？