【官方文档整理】Mysql中的锁

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共享锁（S）和排它锁（X）

意向锁（Intension Locks）

记录锁（Record Locks）

间隙锁（Gap Locks）

next-key锁

插入意向锁（Insert Intention Locks）

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以下内容90%来自mysql 5.7官方文档，有兴趣的可以直接看原文。

共享锁（S）和排它锁（X）

都属于行锁，当一行数据被添加共享锁时，其它事务只能读取不能修改；当一行数据被添加排它锁时，其它事务的读取和修改操作都被禁止。

意向锁（Intension Locks）

分为意向共享锁（IS）和意向排它锁（IX）。意向锁协议：1、一个事务在获取S锁之前必须先或许IS锁；2、一个事务在获取X锁之前 必须先获取IX锁。一个事务获得IS锁表示这个事务准备为一行记录添加S锁，一个事务获得IX锁表示这个事务准备为一行记录添加X锁，意向锁存在的目的就是为了说明有事务正在或将要锁定一行记录，那这到底有什么意义呢？

在MySql中，可以为一张表添加S/X锁，也可以为一张表中的某几行添加S/锁，如下。显然，事务A获取了tab表的X锁，事务B就不能获取其它任意锁；同理，事务A获取了id=1的X锁，事务B就不能获取tab表的X/S锁，其它情况就不一一介绍了。在没有意向锁的情况下，事务A想要获取tab表的X锁，则必须遍历tab中所有的记录，看看有没有加X/S锁的情况，有就不能获取表的X锁，这样就很麻烦。但是，有了意向锁就不一样了，上面说了，意向锁存在的目的就是为了说明有事务正在或将要锁定一行记录，我不管这里的事务有多少个，不管要锁定的行记录有多少条，意向锁只说明“有事务锁定了某行”即可，可以把IS锁和IX锁看成两个字段boolean flagIS和boolean flagIX。这时如果事务A要获取tab表的X锁，只要判断（flagIS || flagIX）是否为true，是就不能获取表锁，否就直接获取；如果事务A想要获取tab表的S锁，就判断（flagIX）是否为true即可，这样就省去了遍历整张表的麻烦。

lock tables tab write                          # 为表tab添加X锁
lock tables tab read                           # 为表tab添加S锁
select * from tab where id = 1                 # 为表tab中id=1的记录添加S锁
update tab set name = 'zkw' where id = 1       # 为表tab中id=1的记录添加X锁

意向锁仅仅会阻塞获取整张表的锁的请求，不会阻塞任何其他请求，IS和IX锁之间是兼容的，事务A获取了IX锁，事务B依然可以获取IS锁和IX锁。

记录锁（Record Locks）

记录锁锁一个具体的索引记录（index record），就是对一行数据上的索引进行加锁。比如下面SQL执行后，Mysql会阻止其它事务插入、修改、删除t.c1=10的记录。当某个表没有定义索引，比如t.c1不是索引，InnoDB会创建一个隐藏的聚簇索引，然后用这个索引来作为记录锁锁定的对象。

SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE;

间隙锁（Gap Locks）

• 锁某个间隙（gap），这个间隙可能是两个索引记录之间的范围（如a~b），也可能是a之前，也可能是b之后。间隙可能跨越（span）单个索引值、多个索引值，甚至可以是空（empty）。
• 间隙锁的目的是防止因其它事务不合时宜的插入导致的幻读。
• 当使用唯一索引（唯一索引不允许具有索引值相同的行，如主键）进行等值查询时不会出现间隙锁，如其它情况则会出现。如下面sql，id为主键，则执行select语句后仅仅使用记录锁对id=100的行的索引加锁，不会锁住前面的间隙（the preceding gap），如id<100的间隙。如果id不是索引或者是一个非唯一索引，那么这条语句就会锁住前面的间隙。

SELECT * FROM child WHERE id = 100;

• 间隙锁出现在RR隔离级别中，RU和RC中没有间隙锁。

next-key锁

是记录锁和间隙锁（锁某个索引记录之前的间隙，before the index record）的组合形式，在RR级别下被运用。当在查询和浏览索引时，会为每一个遇到的索引添加记录锁，假设执行下面的sql，显然InnoDB要扫描id为10,11,13,20的row，因此会为这些row添加记录锁，除此之外，也会为加锁记录前的间隙加锁。整个SQL执行后，最终的锁定范围如下，锁定范围内不能进行增删改操作，避免出现幻读。

• 会锁定(上一个存在索引，当前添加记录锁的索引]。
• 对于遍历索引中的最后一个记录，会锁定它后面的间隙。

# tab表中rows的id包括：4,10,11,13,20
select * from tab where id > 5 for update;

# 整个next-key锁加锁的范围
(negative infinity, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, positive infinity)

插入意向锁（Insert Intention Locks）

插入意向锁就是一种类型间隙锁，在执行insert操作时加锁到insert索引的上下索引区间上，如数据库中有4,7两条记录，你插入5或6，就会给(4,7)这个区间加插入意向锁。

它的作用和上面的意向锁一样，也仅仅是为了说明在某个区间内有事务准备或正在执行insert操作，这样一来，那些想要给这个区间加间隙锁或next-key锁（就是锁住这个区间，不让其他事务读或写这个索引区间的数据）的事务直接判断这个区间有没有插入意向锁，有就等待，没有就锁住，避免了需要遍历这个区间的每条数据来查看是否有加锁的情况。

多个事务可以同时获取同一个区间的插入意向锁，只要他们插入记录的索引值不相同，那就不会发生阻塞情况，如上面例子，事务A和事务B分别插入5、6，都可以正常插入。

下面因子官方案例，经过自己测试，在创建child表和插入90、102两条数据后，不管是事务A或事务B谁先执行，后执行的事务总是会阻塞。道理很简单，我查这个区间时，你不能往这个区间里面插入数据；我往这个区间插入数据时，你不能查这个区间。

自增锁（AUTO-INC Locks）

自增锁是一种特殊的表锁，只针对有自增列的表。举个最简单的例子，当事务A往有自增列的表insert一条数据时，事务B必须阻塞自己的insert操作，以致于事务A插入数据的列是正确的。这样可能还不太明白，这就跟多线程情况下执行i++是一个道理，如果不对i++这个动作加锁，那么很可能会出现线程i++后i=1，线程2i++后i也等于1的情况。

InnoDB中通过配置“innodb_autoinc_lock_mode”选项来指定使用自增锁时的算法，通过这些算法能调整【自增值的可预测性】和【执行insert操作的事务并发量】之间的平衡。

算法以后有时间再看。。。