一、表结构
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;复制
二、插入实验数据
insert into t values(0,0,0),(5,5,5),(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);复制
如下图所示
三、什么是幻读？
注：其中 for update 表示在查询的时候加上一个写锁，并且是当前读，两阶段锁协议 规则是在 InnoDB 事务中，行锁是在需要的时候才加上的，要等到事务结束时才释放。
假设只在id=5这一行加行锁
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，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”。
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。
四、幻读会有什么问题？
首先语义被破坏。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，再往session B和session C里面分别加一条SQL语句，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，数据一致性问题
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，我们给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，我们来分析一下上图执行完成后，数据库里会是什么结果。
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。
这么看，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。
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*/复制
上面的 binlog 日志逻辑，如果是从库用来复制，或者备课用来恢复，得到的数据逻辑就会和原主库主库不一致，如果只在加行锁的情况下，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。
五、如何解决幻读
现在知道了，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。
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。
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]。
注：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。
这个suprenum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”。
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;复制
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？
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。
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。
注：间隙锁是在可重复读隔离级别下才会生效的，如果把隔离级别设置为读提交的话，就没有间隙锁了。
