为什么加锁

对于MySQL数据库来说的话，一般的对象都是一个事务一个事务来说的。所以，如果一个事务内，正在写某个SQL，我们肯定不想它被别的事务影响到嘛？因此，数据库设计大叔，就给被操作的SQL加上锁。

专业一点的说法: 如果有多个并发请求存取数据，在数据就可能会产生多个事务同时操作同一行数据。如果并发操作不加控制，不加锁的话，就可能写入了不正确的数据，或者导致读取了不正确的数据，破坏了数据的一致性。因此需要考虑加锁。

事务并发存在的问题

脏读：一个事务A读取到事务B未提交的数据。
不可重复读：事务A被事务B干扰到了！在事务A范围内，两个相同的查询，读取同一条记录，却返回了不同的数据。
幻读：事务A查询一个范围的结果集，另一个并发事务B往这个范围中插入/删除了数据，并静悄悄地提交，然后事务A再次查询相同的范围，两次读取得到的结果集不一样了。

MySQL数据库的四种隔离

读已提交（RC）
可重复读（RR）
串行化
读未提交

如果是读未提交隔离级别，并发情况下，它是不加锁的，因此就会存在脏读、不可重复读、幻读的问题。

InnoDB的七种锁介绍

共享/排他锁

InnoDB呢实现了两种标准的行级锁：共享锁（简称S锁）、排他锁（简称X锁）。

共享锁：简称为S锁，在事务要读取一条记录时，需要先获取该记录的S锁。
排他锁：简称X锁，在事务需要改动一条记录时，需要先获取该记录的X锁。

如果事务T1持有行R的S锁，那么另一个事务T2请求访问这条记录时，会做如下处理：

T2 请求S锁立即被允许，结果 T1和T2都持有R行的S锁
T2 请求X锁不能被立即允许,此操作会阻塞

如果T1持有行R的X锁，那么T2请求R的X、S锁都不能被立即允许，T2 必须等待T1释放X锁才可以，因为X锁与任何的锁都不兼容。

S锁和X锁的兼容关系如下表格：

兼容性	S	X
S	兼容	不兼容
X	不兼容	不兼容

X锁和S锁是对于行记录来说的话，因此可以称它们为行级锁或者行锁。我们认为行锁的粒度就比较细，其实一个事务也可以在表级别下加锁，对应的，我们称之为表锁。给表加的锁，也是可以分为X锁和S锁的哈。

如果一个事务给表已经加了S锁，则：

别的事务可以继续获得该表的S锁，也可以获得该表中某些记录的S锁。
别的事务不可以继续获得该表的X锁，也不可以获得该表中某些记录的X锁。

如果一个事务给表加了X锁，那么

别的事务不可以获得该表的S锁，也不可以获得该表某些记录的S锁。
别的事务不可以获得该表的X锁，也不可以继续获得该表某些记录的X锁。

意向锁

意向锁是一种不与行级锁冲突的表级锁。未来的某个时刻，事务可能要加共享或者排它锁时，先提前声明一个意向。注意一下，意向锁，是一个表级别的锁。

因为InnoDB是支持表锁和行锁共存的，如果一个事务A获取到某一行的排他锁，并未提交，这时候事务B请求获取同一个表的表共享锁。因为共享锁和排他锁是互斥的，因此事务B想对这个表加共享锁时，需要保证没有其他事务持有这个表的表排他锁，同时还要保证没有其他事务持有表中任意一行的排他锁。
为了解决检查其他事务是否持有表内的任意一行的排它锁的效率问题，设计出了意向锁。

意向锁分为两类：

意向共享锁：简称IS锁，当事务准备在某些记录上加S锁时，需要现在表级别加一个IS锁。
意向排他锁：简称IX锁，当事务准备在某条记录上加上X锁时，需要现在表级别加一个IX锁。

意向锁又是如何解决这个效率低的问题呢：

如果一个事务A获取到某一行的排他锁，并未提交,这时候表上就有意向排他锁和这一行的排他锁。这时候事务B想要获取这个表的共享锁，此时因为检测到事务A持有了表的意向排他锁，因此事务A必然持有某些行的排他锁，也就是说事务B对表的加锁请求需要阻塞等待，不再需要去检测表的每一行数据是否存在排他锁啦。这样效率就高很多啦。

意向锁仅仅表明意向的锁，意向锁之间并不会互斥，是可以并行的，整体兼容性如下所示：

兼容性	IS	IX	S	X
IS	兼容	兼容	兼容	不兼容
IX	兼容	兼容	不兼容	不兼容
S	兼容	不兼容	兼容	不兼容
X	不兼容	不兼容	不兼容	不兼容

记录锁（Record Lock）

记录锁是最简单的行锁，仅仅锁住一行。如：SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE，如果c1字段是主键或者是唯一索引的话，这个SQL会加一个记录锁（Record Lock）。
记录锁永远都是加在索引上的，即使一个表没有索引，InnoDB也会隐式的创建一个索引，并使用这个索引实施记录锁。它会阻塞其他事务对这行记录的插入、更新、删除。
一般我们看死锁日志时，都是找关键词，比如lock_mode X locks rec but not gap），就表示一个X型的记录锁。记录锁的关键词就是rec but not gap。

间隙锁（Gap Lock）

为了解决幻读问题，InnoDB引入了间隙锁(Gap Lock)。间隙锁是一种加在两个索引之间的锁，或者加在第一个索引之前，或最后一个索引之后的间隙。它锁住的是一个区间，而不仅仅是这个区间中的每一条数据。

临键锁(Next-Key Lock)

Next-key锁是记录锁和间隙锁的组合，它指的是加在某条记录以及这条记录前面间隙上的锁。说得更具体一点就是:临键锁会封锁索引记录本身，以及索引记录之前的区间，即它的锁区间是前开后闭，比如(5,10]。

如果一个会话占有了索引记录R的共享/排他锁，其他会话不能立刻在R之前的区间插入新的索引记录。官网是这么描述的：

If one session has a shared or exclusive lock on record R in an index, another session cannot insert a new index record in the gap immediately before R in the index order.

插入意向锁

插入意向锁,是插入一行记录操作之前设置的一种间隙锁。这个锁释放了一种插入方式的信号。它解决的问题是：多个事务，在同一个索引，同一个范围区间插入记录时，如果插入的位置不冲突，就不会阻塞彼此。

假设有索引值4、7，几个不同的事务准备插入5、6，每个锁都在获得插入行的独占锁之前用插入意向锁各自锁住了4、7之间的间隙，但是不阻塞对方因为插入行不冲突。

锁模式兼容矩阵（横向是已持有锁，纵向是正在请求的锁）如下：

兼容性	Gap	Insert Intention	Record	Next-Key
Gap	兼容	兼容	兼容	兼容
Insert Intention	冲突	兼容	兼容	冲突
Record	兼容	兼容	冲突	冲突
Next-Key	兼容	兼容	冲突	冲突

自增锁

自增锁是一种特殊的表级别锁。它是专门针对AUTO_INCREMENT类型的列，对于这种列，如果表中新增数据时就会去持有自增锁。简言之，如果一个事务正在往表中插入记录，所有其他事务的插入必须等待，以便第一个事务插入的行，是连续的主键值。

官方文档是这么描述的：

An AUTO-INC lock is a special table-level lock taken by transactions inserting into tables with AUTO_INCREMENT columns. In the simplest case, if one transaction is inserting values into the table, any other transactions must wait to do their own inserts into that table, so that rows inserted by the first transaction receive consecutive primary key values.

假设有表结构以及自增模式是1，

自增锁是一个表级别锁，那为什么会话A事务还没结束，事务会话B可以执行插入成功呢？不是应该锁表嘛？

这是因为在参数innodb_autoinc_lock_mode上，这个参数设置为1的时候，相当于将这种auto_inc lock弱化为了一个更轻量级的互斥自增长机制去实现，官方称之为mutex。

innodb_autoinc_lock_mode设置值：

0：表示传统锁模式，使用表级AUTO_INC锁。一个事务的INSERT-LIKE语句在语句执行结束后释放AUTO_INC表级锁，而不是在事务结束后释放。
1：连续锁模式,连续锁模式对于Simple inserts不会使用表级锁，而是使用一个轻量级锁来生成自增值，因为InnoDB可以提前直到插入多少行数据。自增值生成阶段使用轻量级互斥锁来生成所有的值，而不是一直加锁直到插入完成。对于bulk inserts类语句使用AUTO_INC表级锁直到语句完成。
2：交错锁模式,所有的INSERT-LIKE语句都不使用表级锁，而是使用轻量级互斥锁。
INSERT-LIKE:指所有的插入语句，包括：INSERT、REPLACE、INSERT…SELECT、REPLACE…SELECT,LOAD DATA等。
Simple inserts:指在插入前就能确定插入行数的语句，包括：INSERT、REPLACE，不包含INSERT…ON DUPLICATE KEY UPDATE这类语句。
Bulk inserts: 指在插入钱不能确定行数的语句，包括：INSERT … SELECT/REPLACE … SELECT/LOAD DATA。