InnoDB关于事务、锁、MVCC专题( 二 ) _生活百科

也就是我们上面说到的在并发情况下会发生的这些问题，
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
InnoDB的七种锁共享/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。
兼容性 SX S兼容不兼容 X 不兼容不兼容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。
然后问题来了，你要保证没有其他事务持有表中任意一行的排他锁的话，去遍历每一行？这样显然是一个效率很差的做法。为了解决这个问题， InnoDB提出了意向锁。
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。
记录锁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。
比如lock_mode X locks gap before rec表示X型gap锁。
临键锁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。
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
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。