这篇聊聊可重复读隔离级别下，唯一索引冲突怎么加锁。
作者：操盛春，爱可生技术专家，公众号『一树一溪』作者，专注于研究 MySQL 和 OceanBase 源码。
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本文基于 MySQL 8.0.32 源码，存储引擎为 InnoDB。
1. 准备工作
创建测试表：
CREATE TABLE `t4` (
`id` int unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`i1` int DEFAULT '0',
`i2` int DEFAULT '0',
PRIMARY KEY (`id`) USING BTREE,
UNIQUE KEY `uniq_i1` (`i1`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb3;
插入测试数据：
INSERT INTO `t4` (`id`, `i1`, `i2`) VALUES
(1, 11, 21), (2, 12, 22), (3, 13, 23),
(4, 14, 24), (5, 15, 25), (6, 16, 26);
把事务隔离级别设置为 REPEATABLE-READ（如已设置，忽略此步骤）：
SET transaction_isolation = 'REPEATABLE-READ';
-- 确认设置成功
SHOW VARIABLES like 'transaction_isolation';
+-----------------------+-----------------+
| Variable_name | Value |
+-----------------------+-----------------+
| transaction_isolation | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+
2. 加锁情况
t4 表除了有主键索引，i1 字段上还有个唯一索引 uniq_i1，有一条
我们执行以下 insert 语句，再插入一条
begin;
insert into t4(i1, i2) values (12, 2000);
因为新插入记录和表中原有记录存在唯一索引冲突，报错如下：
(1062, "Duplicate entry '12' for key 't4.uniq_i1'")
执行以下 select 语句查询加锁情况：
select
engine_transaction_id, object_name, index_name,
lock_type, lock_mode, lock_status, lock_data
from performance_schema.data_locks
where object_name = 't4'
and lock_type = 'RECORD'\G
***************************[ 1. row ]***************************
engine_transaction_id | 247919
object_name | t4
index_name | uniq_i1
lock_type | RECORD
lock_mode | S
lock_status | GRANTED
lock_data | 12, 2
***************************[ 2. row ]***************************
engine_transaction_id | 247919
object_name | t4
index_name | PRIMARY
lock_type | RECORD
lock_mode | X
lock_status | GRANTED
lock_data | supremum pseudo-record
从以上加锁情况可以看到，insert 语句执行过程中对 2 条记录加了行锁。
lock_data = 12,2，lock_mode = S 表示对唯一索引 uniq_i1 中
lock_data = supremum pseudo-record，lock_mode = X 表示对主键索引某个数据页中的 supermum 记录加了排他 Next-Key 锁。
3. 原理分析
3.1 主键索引
主键索引某个数据页中的 supremum 记录被加了排他 Next-Key 锁，这也太奇怪了。
supremum 记录似乎和新插入记录是八杆子打不着的关系，怎么就给加上锁了呢？
俗话说：事出反常必有妖。
现在让我们来一探究竟，看看妖从哪里来。
示例 SQL 中，我们插入了一条 <i1 = 12, i2 = 2000> 的记录，没有指定 id 字段值。
id 是自增字段，插入记录时，我们没有指定 id 字段值，MySQL 会自动为我们生成。
我们可以根据表中数据推测出，新插入记录的 id 字段值为 7。
那么，我们插入的完整记录为 <id = 7, i1 = 12, i2 = 2000>。
插入新记录之前，主键索引数据页中各记录的逻辑顺序如下。
+----+----+----+
| id | i1 | i2 |
+----+----+----+
| infimum |
| 1 | 11 | 21 |
| 2 | 12 | 22 |
| 3 | 13 | 23 |
| 4 | 14 | 24 |
| 5 | 15 | 25 |
| 6 | 16 | 26 |
| supremum |
+----+----+----+
insert 语句插入记录时，会先插入记录到主键索引，再插入记录到二级索引。
插入记录到唯一索引 uniq_i1 中发现存在冲突时，主键索引中已经插入记录成功。此时，主键索引数据页中各记录的逻辑顺序如下。
+----+----+------+
| id | i1 | i2 |
+----+----+------+
| infimum |
| 1 | 11 | 21 |
| 2 | 12 | 22 |
| 3 | 13 | 23 |
| 4 | 14 | 24 |
| 5 | 15 | 25 |
| 6 | 16 | 26 |
| 7 | 12 | 2000 |
| supremum |
+----+----+------+
InnoDB 插入记录到唯一索引 uniq_i1 中发现存在冲突，也就不能继续插入了，但是，主键索引中已经插入记录成功，要怎么办呢？
那必须要把主键索引恢复原样，也就是要删除刚刚插入到主键索引的记录。
删除记录时，InnoDB 发现这条记录没有被显式加锁，并且记录的 DB_TRX_ID 字段值对应的事务还没有提交，说明这条记录上存在隐式锁。
因为要删除这条记录，为了防止其它事务读写这条记录，InnoDB 会把记录上的隐式锁转换为显式锁。
前面介绍隐式锁转换时，我们知道隐式锁会转换为排他普通记录锁，也就是 X,REC_NOT_GAP。
隐式锁转换为显式锁之后，接下来就要准备删除这条记录了。
此时，InnoDB 又发现了一个问题：这条记录上已经有了锁，如果删除记录，上面的锁就无依无靠了。
因为行锁必须依附于某条记录，现在，要删除这条记录，只能让它的下一记录来继承这条记录的锁。
下一条记录有点傲娇，并不会照单全收。它只会继承这条记录的锁模式，不继承精确模式。也就是说，它只继承 X，不继承 REC_NOT_GAP。
继承锁模式（X）之后，再加上自己的精确模式（GAP），它要加的锁是这样的：X,GAP。
确定要加的锁之后，就开始走加锁流程了。
加锁流程里，InnoDB 发现加锁的是 supremum 记录，这就命中了一个规则：所有 supremum 记录，不管原来要加什么锁，统一变成 Next-Key 锁。
我们查询加锁情况，看到 supremum 记录对应的 lock_mode 就是 X。
好了，到这里，主键索引 supremum 记录加排他 Next-Key 锁的逻辑就搞清楚了。
3.1 唯一索引
前面介绍插入记录导致主键索引冲突的加锁情况时，我们介绍过，insert 语句插入记录到索引（包括主键索引、二级索引）之前，需要先找到插入记录的目标位置。
示例 SQL 插入到唯一索引 uniq_i1 中的记录为
找到插入记录的目标位置是
因为 i1 字段上有唯一索引，自然不允许再插入一条
根据 insert 语句的执行结果来看，此时应该报错： Duplicate entry xxx。
然而，这只是我们的美好愿望。对 InnoDB 来说，路要一步一步走，不能直接报错，例行检查工作还是要做的。
首先要做的检查工作，就是看看新插入记录中，是否有哪个唯一索引字段值为 NULL。
为什么要做这样的检查呢？
因为对于用户普通表（使用 create table 语句创建的表），NULL 和 NULL 被认为不相等。
也就是说，插入到用户普通表中唯一索引的多条记录，如果唯一索引的任何一个字段值为 NULL，这些记录都可以插入。
现在，我们继续回到例行检查工作中。
如果新插入记录中，唯一索引的任何一个字段值为 NULL，InnoDB 就认为新插入记录和表中已有记录不冲突，检查工作到此结束。
否则，继续进行下一项检查工作，就是看看表中已发现的
如果已发现的冲突记录被标记删除了，只是还没有被清理，说明它不有效记录，新记录可以插入。
如果已发现的冲突记录是有效记录，新记录就不能插入了，要报错。
为了防止其它事务更新或者删除这条记录、或者往这条记录前面的间隙里插入记录，开始例行检查工作之前，InnoDB 会对这条记录加共享 Next-Key 锁。
这就是示例 SQL 执行过程中对
4. 总结
没有需要总结的内容。
