加锁分析

select 语句加锁分析

引言

大家在面试中有没遇到面试官问你下面六句Sql的区别呢

select * from table where id = ?
select * from table where id < ?
select * from table where id = ? lock in share mode
select * from table where id < ? lock in share mode
select * from table where id = ? for update
select * from table where id < ? for update

如果你能清楚的说出，这六句sql在不同的事务隔离级别下，是否加锁，加的是共享锁还是排他锁，是否存在间隙锁，那这篇文章就没有看的意义了。
之所以写这篇文章是因为目前为止网上这方面的文章太片面，都只说了一半，且大多没指明隔离级别，以及where后跟的是否为索引条件列。在此，我就不一一列举那些有误的文章了，大家可以自行百度一下，大多都是讲不清楚。
OK，要回答这个问题，先问自己三个问题

• 当前事务隔离级别是什么
• id列是否存在索引
• 如果存在索引是聚簇索引还是非聚簇索引呢？

OK，开始回答

正文

本文假定读者，看过我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。如果没看过，额，你记得三句话吧

• innodb一定存在聚簇索引，默认以主键作为聚簇索引
• 有几个索引，就有几棵B+树(不考虑hash索引的情形)
• 聚簇索引的叶子节点为磁盘上的真实数据。非聚簇索引的叶子节点还是索引，指向聚簇索引B+树。

下面啰嗦点基础知识

锁类型

共享锁(S锁):假设事务T1对数据A加上共享锁，那么事务T2可以读数据A，不能修改数据A。
排他锁(X锁):假设事务T1对数据A加上共享锁，那么事务T2不能读数据A，不能修改数据A。
我们通过update、delete等语句加上的锁都是行级别的锁。只有LOCK TABLE … READ和LOCK TABLE … WRITE才能申请表级别的锁。
意向共享锁(IS锁):一个事务在获取（任何一行/或者全表）S锁之前，一定会先在所在的表上加IS锁。
意向排他锁(IX锁):一个事务在获取（任何一行/或者全表）X锁之前，一定会先在所在的表上加IX锁。

意向锁存在的目的?

OK，这里说一下意向锁存在的目的。假设事务T1，用X锁来锁住了表上的几条记录，那么此时表上存在IX锁，即意向排他锁。那么此时事务T2要进行LOCK TABLE … WRITE的表级别锁的请求，可以直接根据意向锁是否存在而判断是否有锁冲突。

加锁算法

我的说法是来自官方文档:
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html
加上自己矫揉造作的见解得出。
ok，记得如下三种，本文就够用了
Record Locks：简单翻译为行锁吧。注意了，该锁是对索引记录进行加锁！锁是在加索引上而不是行上的。注意了，innodb一定存在聚簇索引，因此行锁最终都会落到聚簇索引上！
Gap Locks：简单翻译为间隙锁，是对索引的间隙加锁，其目的只有一个，防止其他事物插入数据。在Read Committed隔离级别下，不会使用间隙锁。这里我对官网补充一下，隔离级别比Read Committed低的情况下，也不会使用间隙锁，如隔离级别为Read Uncommited时，也不存在间隙锁。当隔离级别为Repeatable Read和Serializable时，就会存在间隙锁。
Next-Key Locks：这个理解为Record Lock+索引前面的Gap Lock。记住了，锁住的是索引前面的间隙！比如一个索引包含值，10，11，13和20。那么，间隙锁的范围如下

(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

快照读和当前读

最后一点基础知识了，大家坚持看完，这些是后面分析的基础！
在mysql中select分为快照读和当前读，执行下面的语句

select * from table where id = ?;

执行的是快照读，读的是数据库记录的快照版本，是不加锁的。（这种说法在隔离级别为Serializable中不成立，后面我会补充。）
那么，执行

select * from table where id = ? lock in share mode;

会对读取记录加S锁 (共享锁)，执行

select * from table where id = ? for update

会对读取记录加X锁 (排他锁)，那么

加的是表锁还是行锁呢？

针对这点，我们先回忆一下事务的四个隔离级别，他们由弱到强如下所示:

• Read Uncommited(RU)：读未提交，一个事务可以读到另一个事务未提交的数据！
• Read Committed (RC)：读已提交，一个事务可以读到另一个事务已提交的数据!
• Repeatable Read (RR):可重复读，加入间隙锁，一定程度上避免了幻读的产生！注意了，只是一定程度上，并没有完全避免!我会在下一篇文章说明!另外就是记住从该级别才开始加入间隙锁(这句话记下来，后面有用到)!
• Serializable：串行化，该级别下读写串行化，且所有的select语句后都自动加上lock in share mode，即使用了共享锁。因此在该隔离级别下，使用的是当前读，而不是快照读。

那么关于是表锁还是行锁，大家可以看到网上最流传的一个说法是这样的，

InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。 InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！

这句话大家可以搜一下，都是你抄我的，我抄你的。那么，这句话本身有两处错误！
错误一:并不是用表锁来实现锁表的操作，而是利用了Next-Key Locks，也可以理解为是用了行锁+间隙锁来实现锁表的操作!
为了便于说明，我来个例子，假设有表数据如下，pId为主键索引

pId(int)	name(varchar)	num(int)
1	aaa	100
2	bbb	200
7	ccc	200

执行语句(name列无索引)

select * from table where name = `aaa` for update

那么此时在pId=1,2,7这三条记录上存在行锁(把行锁住了)。另外，在(-∞,1)(1,2)(2,7)(7,+∞)上存在间隙锁(把间隙锁住了)。因此，给人一种整个表锁住的错觉！

ps:对该结论有疑问的，可自行执行show engine innodb status;语句进行分析。

错误二:所有文章都不提隔离级别！
注意我上面说的，之所以能够锁表，是通过行锁+间隙锁来实现的。那么，RU和RC都不存在间隙锁，这种说法在RU和RC中还能成立么？
因此，该说法只在RR和Serializable中是成立的。如果隔离级别为RU和RC，无论条件列上是否有索引，都不会锁表，只锁行！

分析

下面来对开始的问题作出解答，假设有表如下，pId为主键索引

pId(int)	name(varchar)	num(int)
1	aaa	100
2	bbb	200
3	bbb	300
7	ccc	200

RC/RU+条件列非索引

(1)select * from table where num = 200
不加任何锁，是快照读。
(2)select * from table where num > 200
不加任何锁，是快照读。
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
当num = 200，有两条记录。这两条记录对应的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行级S锁，采用当前读。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
当num > 200，有一条记录。这条记录对应的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加上行级S锁，采用当前读。
(5)select * from table where num = 200 for update
当num = 200，有两条记录。这两条记录对应的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行级X锁，采用当前读。
(6)select * from table where num > 200 for update
当num > 200，有一条记录。这条记录对应的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加上行级X锁，采用当前读。

RC/RU+条件列是聚簇索引

恩，大家应该知道pId是主键列，因此pId用的就是聚簇索引。此情况其实和RC/RU+条件列非索引情况是类似的。
(1)select * from table where pId = 2
不加任何锁，是快照读。
(2)select * from table where pId > 2
不加任何锁，是快照读。
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
在pId=2的聚簇索引上，加S锁，为当前读。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
在pId=3，7的聚簇索引上，加S锁，为当前读。
(5)select * from table where pId = 2 for update
在pId=2的聚簇索引上，加X锁，为当前读。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3，7的聚簇索引上，加X锁，为当前读。

这里，大家可能有疑问

为什么条件列加不加索引，加锁情况是一样的？

ok,其实是不一样的。在RC/RU隔离级别中，MySQL Server做了优化。在条件列没有索引的情况下，尽管通过聚簇索引来扫描全表，进行全表加锁。但是，MySQL Server层会进行过滤并把不符合条件的锁当即释放掉，因此你看起来最终结果是一样的。但是RC/RU+条件列非索引比本例多了一个释放不符合条件的锁的过程！

RC/RU+条件列是非聚簇索引

我们在num列上建上非唯一索引。此时有一棵聚簇索引(主键索引，pId)形成的B+索引树，其叶子节点为硬盘上的真实数据。以及另一棵非聚簇索引(非唯一索引，num)形成的B+索引树，其叶子节点依然为索引节点，保存了num列的字段值，和对应的聚簇索引。
这点可以看看我的《MySQL(Innodb)索引的原理》。
接下来分析开始
(1)select * from table where num = 200
不加任何锁，是快照读。
(2)select * from table where num > 200
不加任何锁，是快照读。
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
当num = 200，由于num列上有索引，因此先在 num = 200的两条索引记录上加行级S锁。接着，去聚簇索引树上查询，这两条记录对应的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行级S锁，采用当前读。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
当num > 200，由于num列上有索引，因此先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级S锁。接着，去聚簇索引树上查询，这条记录对应的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加行级S锁，采用当前读。
(5)select * from table where num = 200 for update
当num = 200，由于num列上有索引，因此先在 num = 200的两条索引记录上加行级X锁。接着，去聚簇索引树上查询，这两条记录对应的pId=2，7，因此在pId=2，7的聚簇索引上加行级X锁，采用当前读。
(6)select * from table where num > 200 for update
当num > 200，由于num列上有索引，因此先在符合条件的 num = 300的一条索引记录上加行级X锁。接着，去聚簇索引树上查询，这条记录对应的pId=3，因此在pId=3的聚簇索引上加行级X锁，采用当前读。

RR/Serializable+条件列非索引

RR级别需要多考虑的就是gap lock，他的加锁特征在于，无论你怎么查都是锁全表。如下所示
接下来分析开始
(1)select * from table where num = 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，在pId = 1,2,3,7（全表所有记录）的聚簇索引上加S锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(2)select * from table where num > 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，在pId = 1,2,3,7（全表所有记录）的聚簇索引上加S锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
在pId = 1,2,3,7（全表所有记录）的聚簇索引上加S锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
在pId = 1,2,3,7（全表所有记录）的聚簇索引上加S锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(5)select * from table where num = 200 for update
在pId = 1,2,3,7（全表所有记录）的聚簇索引上加X锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock
(6)select * from table where num > 200 for update
在pId = 1,2,3,7（全表所有记录）的聚簇索引上加X锁。并且在
聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,2)(2,3)(3,7)(7,+∞)加gap lock

RR/Serializable+条件列是聚簇索引

恩，大家应该知道pId是主键列，因此pId用的就是聚簇索引。该情况的加锁特征在于，如果where后的条件为精确查询(=的情况)，那么只存在record lock。如果where后的条件为范围查询(>或<的情况)，那么存在的是record lock+gap lock。
(1)select * from table where pId = 2
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=2的聚簇索引上加S锁，不存在gap lock。
(2)select * from table where pId > 2
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where pId = 2 lock in share mode
是当前读，在pId=2的聚簇索引上加S锁，不存在gap lock。
(4)select * from table where pId > 2 lock in share mode
是当前读，在pId=3,7的聚簇索引上加S锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(5)select * from table where pId = 2 for update
是当前读，在pId=2的聚簇索引上加X锁。
(6)select * from table where pId > 2 for update
在pId=3,7的聚簇索引上加X锁。在(2,3)(3,7)(7,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where pId = 6 [lock in share mode|for update]
注意了，pId=6是不存在的列，这种情况会在(3,7)上加gap lock。
(8)select * from table where pId > 18 [lock in share mode|for update]
注意了，pId>18，查询结果是空的。在这种情况下，是在(7,+∞)上加gap lock。

RR/Serializable+条件列是非聚簇索引

这里非聚簇索引，需要区分是否为唯一索引。因为如果是非唯一索引，间隙锁的加锁方式是有区别的。
先说一下，唯一索引的情况。如果是唯一索引，情况和RR/Serializable+条件列是聚簇索引类似，唯一有区别的是:这个时候有两棵索引树，加锁是加在对应的非聚簇索引树和聚簇索引树上！大家可以自行推敲!
下面说一下，非聚簇索引是非唯一索引的情况，他和唯一索引的区别就是通过索引进行精确查询以后，不仅存在record lock，还存在gap lock。而通过唯一索引进行精确查询后，只存在record lock，不存在gap lock。老规矩在num列建立非唯一索引
(1)select * from table where num = 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=2，7的聚簇索引上加S锁，在num=200的非聚集索引上加S锁，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(2)select * from table where num > 200
在RR级别下，不加任何锁，是快照读。
在Serializable级别下，是当前读，在pId=3的聚簇索引上加S锁，在num=300的非聚集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(3)select * from table where num = 200 lock in share mode
是当前读，在pId=2，7的聚簇索引上加S锁，在num=200的非聚集索引上加S锁，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(4)select * from table where num > 200 lock in share mode
是当前读，在pId=3的聚簇索引上加S锁，在num=300的非聚集索引上加S锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock。
(5)select * from table where num = 200 for update
是当前读，在pId=2，7的聚簇索引上加S锁，在num=200的非聚集索引上加X锁，在(100,200)(200,300)加上gap lock。
(6)select * from table where num > 200 for update
是当前读，在pId=3的聚簇索引上加S锁，在num=300的非聚集索引上加X锁。在(200,300)(300,+∞)加上gap lock
(7)select * from table where num = 250 [lock in share mode|for update]
注意了，num=250是不存在的列，这种情况会在(200,300)上加gap lock。
(8)select * from table where num > 400 [lock in share mode|for update]
注意了，pId>400，查询结果是空的。在这种情况下，是在(400,+∞)上加gap lock。

update 语句加锁分析

以下实验数据基于MySQL 5.7。
假设已知一张表my_table，id列为主键。

id	name	num
1	aaa	100
5	bbb	200
8	bbb	300
10	ccc	400

对该表进行读写操作，可能产生的加锁情况如下（仅考虑隔离级别为RR和RC）：

1. 查询命中聚簇索引（主键索引）

1.1 如果是精确查询，那么会在命中的索引上加record lock。
例如：

// 在id=1的聚簇索引上加X锁
update my_table set name='a' where id=1;
 
// 在id=1的聚簇索引上加S锁
select * from my_table where id=1 lock in share mode;

1.2 如果是范围查询，那么

• 1.2.1 在RC隔离级别下，会在所有命中的行的聚簇索引上加record locks（只锁行）
  

  // 在id=8和10的聚簇索引上加X锁
  update my_table set name='a' where id>7;
   
  // 在id=1的聚簇索引上加X锁
  update my_table set name='a' where id<=1;

• 1.2.2 在RR隔离级别下，会在所有命中的行的聚簇索引上加next-key locks（锁住行和间隙）。最后命中的索引的后一条记录，也会被加上next-key lock。

  // 在id=8、10(、+∞)的聚簇索引上加X锁
  // 在(5,8)(8,10)(10,+∞)加gap lock
  update my_table set name='a' where id>7;
   
  // 在id=1、5的聚簇索引上加X锁
  // 在(-∞,1)(1,5)加gap lock
  update my_table set name='a' where id<=1;

1.3 如果查询结果为空，那么

• 1.2.1 在RC隔离级别下，什么也不会锁

• 1.2.2 在RR隔离级别下，会锁住查询目标所在的间隙。

// 在(1,5)加gap lock
update my_table set name='a' where id=2;

2. 查询命中唯一索引

假设上述表中，num列加了唯一索引
2.1 如果是精确查询，那么会在命中的唯一索引，和对应的聚簇索引上加record lock。

// 在num=100的唯一索引上加X锁
// 并在id=1的聚簇索引上加X锁
update my_table set name='a' where num=100;

2.2.1 在RC隔离级别下，会在所有命中的唯一索引和聚簇索引上加record lock。同2.12.2 如果是范围查询，那么

• 2.2.2 在RR隔离级别下，会在所有命中的行的唯一索引上加next-key locks。最后命中的索引的后一条记录，也会被加上next-key lock。

// 在num=100和num=200的唯一索引上加X锁
// 并在id=1和id=5的聚簇索引上加X锁
// 并在唯一索引的间隙(-∞,100)(100,200)加gap lock
update my_table set name='a' where num<150;

3. 查询命中二级索引（非唯一索引）2.3 如果查询结果为空，同1.3。唯一差别在于，此时加的gap lock是位于唯一索引上的。

假设上述表中，name列加了普通二级索引，num列没有索引
3.1 如果是精确查询，那么

• 3.1.1 在RC隔离级别下，同2.1，对命中的二级索引和聚簇索引加record lock

// 在name='bbb'的两条索引记录上加X锁
// 并在id=5和id=8的聚簇索引上加X锁
update my_table set num=10 where name='bbb';

• 3.1.2 在RR隔离级别下，会在命中的二级索引上加next-key lock，最后命中的索引的后面的间隙会加上gap lock。对应的聚簇索引上加record lock。
  

  // 在name='bbb'的两条索引记录上加X锁
  // 并在id=5和id=8的聚簇索引上加X锁
  // 并在二级索引的间隙('aaa','bbb')('bbb','bbb')('bbb','ccc')加gap lock
  update my_table set num=10 where name='bbb';

3.2 范围查询、模糊查询的情况比较复杂，此处不详述。可以用上述方法自己实验。

4. 查询没有命中索引

假设上述表中，name列加了普通二级索引，num列没有索引
4.1 如果查询条件没有命中索引

• 4.1.1 在RC隔离级别下，对命中的数据的聚簇索引加X锁。根据MySQL官方手册[4]，对于update和delete操作，RC只会锁住真正执行了写操作的记录，这是因为尽管innodb会锁住所有记录，MySQL Server层会进行过滤并把不符合条件的锁当即释放掉[5]。同时对于UPDATE语句，如果出现了锁冲突（要加锁的记录上已经有锁），innodb不会立即锁等待，而是执行semi-consistent read：返回改数据上一次提交的快照版本，供MySQL Server层判断是否命中，如果命中了才会交给innodb锁等待。因此加锁情况可以这样来认为：

// 在id=5的聚簇索引上加X锁
update my_table set num=1 where num=200;
 
// 先在id=1,5,8,10（全表所有记录）的聚簇索引上加X锁
// 然后马上释放id=1,8,10的锁，只保留id=5的锁
delete from my_table where num=200;

• 4.1.2 在RR隔离级别下，事情就很糟糕了，对全表的所有聚簇索引数据加next-key lock

// 在id=1,5,8,10（全表所有记录）的聚簇索引上加X锁
// 并在聚簇索引的所有间隙(-∞,1)(1,5)(5,8)(8,10)(10,+∞)加gap lock
update my_table set num=100 where num=200;
 
// 尽管name列有索引，但是like '%%'查询不使用索引，因此此时也是锁住所有聚簇索引，情况和上面一模一样
update my_table set num=100 where name like '%b%';

5. 对索引键值有修改

假设上述表中，num列加了二级索引
  如果一条update语句，对索引键值有修改，那么修改前后的数据如何加锁呢。这点要结合数据多版本的可见性来考虑：无论是聚簇索引，还是二级索引，只要其键值更新，就会产生新版本。将老版本数据deleted bti设置为1；同时插入新版本[6]。因此可以认为，一次索引键值的修改实际上操作了两条索引数据：原索引和修改后的新索引。
  从innodb的事务的角度来看，如果一个事务操作（写）了一条数据，那么这条数据一定要加锁。因此可以认为，如果修改了索引键值，那么修改前和修改后的索引都会加锁。另外，由于修改的数据并没有被作为查询条件，那么也不会有“不可重复读”和“幻读”的问题，因此无需加gap lock，索引修改只会加X record lock。

示例（RC和RR级别效果一样）：

// 在id=1的聚簇索引上加X锁
// 并在name='aaa'（name列索引原键值）和name='eee'（新键值）的索引上加锁
update my_table set name='eee' where id=1;

6. 插入数据

假设上述表中，num列加了二级索引
insert加锁过程：

1. 唯一索引冲突检查：表中一定有至少一个唯一索引，那么首先会做唯一索引的冲突检查。innodb检查唯一索引冲突的方式是，对目标的索引项加S锁（因为不能依赖快照读，需要一个彻底的当前读），读到数据则唯一索引冲突，返回异常，否则检查通过。
2. 对插入的间隙加上插入意向锁(Insert Intention Lock)
3. 对插入记录的所有索引项加X锁

示例：

// 先对id=15加S锁
// 再对间隙id(10,+∞)和name('ccc',+∞)加Insert Intention Lock
// 然后在id=15的聚簇索引上加X锁（S锁升级为X锁）
// 并在name='fff'的索引上加X锁
insert into my_table (`id`, `name`, `num`) values ('15', 'fff', '800');

  还有一个有趣的问题，如果插入的二级索引键值已经存在，那么这个插入意向锁会加在哪个间隙中呢？

  顾名思义，插入意向锁锁定的间隙一定是将要插入的索引的位置，如果二级索引键值相同，默认会按照聚簇索引的大小来排序（二级索引在存储上其实就是{索引值,主键值}）。例如：

// 插入意向锁加在间隙 ({'aaa',1},{'bbb',5}) 上
insert into my_table (`id`, `name`, `num`) values ('4', 'bbb', '800');
 
// 插入意向锁加在间隙 ({'bbb',5},{'bbb',8}) 上
insert into my_table (`id`, `name`, `num`) values ('6', 'bbb', '800');
 
// 插入意向锁加在间隙 ({'bbb',8},{'ccc',10}) 上
insert into my_table (`id`, `name`, `num`) values ('11', 'bbb', '800');

insert加锁分析

INSERT 语句加锁分析

接下来，我们来看一下 Insert 语句的加锁情况。

Insert 语句在两种情况下会加锁：

• 为了防止幻读，如果记录之间加有间隙锁，此时不能 Insert；
• 如果 Insert 的记录和已有记录造成唯一键冲突，此时不能 Insert；

除了上述情况，Insert 语句的锁都是隐式锁。隐式锁是 InnoDB 实现的一种延迟加锁的机制来减少加锁的数量。

隐式锁的特点是只有在可能发生冲突时才加锁，减少了锁的数量。另外，隐式锁是针对被修改的 B+Tree 记录，因此都是记录类型的锁，不可能是间隙锁或 Next-Key 类型。

具体 Insert 语句的加锁流程如下：

• 首先对插入的间隙加插入意向锁（Insert Intension Locks）

  • 如果该间隙已被加上了间隙锁或 Next-Key 锁，则加锁失败进入等待；
  • 如果没有，则加锁成功，表示可以插入；

• 然后判断插入记录是否有唯一键，如果有，则进行唯一性约束检查

  • 如果不存在相同键值，则完成插入

  • 如果存在相同键值，则判断该键值是否加锁

    • 如果没有锁， 判断该记录是否被标记为删除

      • 如果标记为删除，说明事务已经提交，还没来得及 purge，这时加 S 锁等待；
      • 如果没有标记删除，则报 duplicate key 错误；

    • 如果有锁，说明该记录正在处理（新增、删除或更新），且事务还未提交，加 S 锁等待；

• 插入记录并对记录加 X 记录锁；

 

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