一、简述

数据库锁是在多线程高并发的情况下用来保证数据稳定性和一致性的一种机制。MySQL根据底层存储引擎的不同，锁的支持粒度和实现机制也不同。MyISAM 只支持表锁，InnoDB 支持行锁和表锁。目前 MySQL 默认的存储引擎是 InnoDB，这里主要介绍 InnoDB 的锁。InnoDB 存储引擎有两大优点：一是支持事务；二是支持行锁。

在高并发的情况下，MySQL 事务的并发处理会带来几个问题脏读、幻读、不可重复读。由于高并发事务带来这几个问题，所以就产生了事务的隔离级别。

二、MySQL 常见的几种锁机制

1️⃣实现思想

乐观锁
悲观锁

2️⃣锁粒度

表级锁(table lock)
页锁
行级锁(row lock)

3️⃣意向锁(Intention Locks)表级锁

意向锁分为意向共享锁(IS)和意向排他锁(IX)，依次表示接下来的一个事务将会获得共享锁还是排他锁。意向锁不需要显示的获取，在获取共享锁或者排他锁的时候会自动的获取，也就是说，如果要获取共享锁或者排他锁，则一定是先获取到了意向共享锁或者意向排他锁。意向锁不会锁住任何东西，除非有进行全表请求的操作，否则不会锁住任何数据。存在的意义只是用来表示有事务正在锁某一行的数据，或者将要锁某一行的数据。原文：Intention locks are table-level locks that indicate which type of lock (shared or exclusive) a transaction requires later for a row in a table.

IS 和 IX是表级锁，不会和行级的 X，S 锁发生冲突。只会和表级的 X，S 发生冲突。横向是已经持有的锁，纵向是正在请求的锁：

4️⃣读写锁【行级锁(row lock)】

读写锁(ReadWriteLock)即共享锁和排他锁。InnoDB 通过共享锁和排他锁两种方式实现了标准的行锁。共享锁(S 锁)：允许事务获得锁后去读数据。排他锁(X 锁)：允许事务获得锁后去更新或删除数据。一个事务获取的共享锁(S)后，允许其他事务获取S锁，此时两个事务都持有共享锁(S)，但是不允许其他事务获取X锁。如果一个事务获取的排他锁(X)，则不允许其他事务获取S或者X锁，必须等到该事务释放锁后才可以获取到。

e.g.：
①LOCK TABLE mchopin READ;用读锁锁表，会阻塞其他事务修改表数据，但不会阻塞其他事务读该表。
②LOCK TABLE mchopin WRITE;用写锁锁表，会阻塞其他事务读和写。
③select * from mchopin where id = 3 lock in share mode;读行锁，仅对一行数据加了读锁。
④select * from mchopin where id = 3 for update;写行锁，仅对一行数据加了写锁。

# T1
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
SELECT * FROM mchopin WHERE category_no = 2 lock in SHARE mode; //共享锁
SELECT * FROM mchopin WHERE category_no = 2 for UPDATE; //排他锁
COMMIT;# T2
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;
SELECT * FROM mchopin WHERE mchopin_no = 2 lock in SHARE mode; //共享锁
UPDATE mchopin set mchopin_name = '动漫' WHERE mchopin_no = 2; //排他锁
COMMIT;

5️⃣【记录锁(record Locks)】
锁住某一行，如果表存在索引，记录锁是锁在索引上；如果表没有索引，InnoDB 会创建一个隐藏的聚簇索引加锁。所以在进行查询的时候尽量采用索引进行查询，这样可以降低锁的冲突。

6️⃣【间隙锁(Gap Locks)】
间隙锁是一种记录行与记录行之间存在空隙或在第一行记录之前或最后一行记录之后产生的锁。间隙锁可能占据的单行，多行或者是空记录。通常是采用范围查找的时候，比如学生成绩管理系统，有学生成绩 60，72，80，95，老师要查成绩大于 72 的所有同学的信息，采用的语句是select * from student where grade > 72 for update，此时 InnoDB 锁住的不仅是 80，95，而是所有在 72-80，80-95，以及 95 以上的所有记录。为什么会这样呢？因为不锁住这些行，另一个事务在此时插入了一条分数大于 72 的记录，会导致第一次的事务两次查询的结果不一样，出现了幻读。所以为了在满足事务隔离级别的情况下需要锁住所有满足条件的行。

加锁点，不是加在记录上的，而是加在两条记录之间的位置。
作用：两次当前读返回的是完全相同的记录。

幻读和不可重复读的关键点在于，幻读是数据增加了，而不可重复读是数据修改或删除了。从锁上来分析，幻读的关键是 GAP 锁，而不可重复读的关键是行锁。

7️⃣【Next-Key Locks】
NK 是一种记录锁和间隙锁的组合锁。是 3 和 4 的组合形式，既锁住行也锁住间隙。并且采用的左开右闭的原则。InnoDB 对于查询都是采用这种锁的。
举个例子：

CREATE TABLE `xxp` (`id` int(10) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT,`uid` int(10) unsigned DEFAULT NULL,PRIMARY KEY (`id`),KEY `idx_uid` (`uid`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=1 DEFAULT CHARSET=utf8;INSERT INTO `xxp`(uid) VALUES (1);
INSERT INTO `xxp`(uid) VALUES (2);
INSERT INTO `xxp`(uid) VALUES (3);
INSERT INTO `xxp`(uid) VALUES (6);
INSERT INTO `xxp`(uid) VALUES (10);# T1
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT; //1
SELECT * FROM xxp WHERE uid = 6 for UPDATE; //2
COMMIT;  //5# T2
START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT;  //3
INSERT INto xxp(uid) VALUES(11);
INSERT INto xxp(uid) VALUES(5);  //4
INSERT INto xxp(uid) VALUES(7);
INSERT INto xxp(uid) VALUES(8);
INSERT INto xxp(uid) VALUES(9);
SELECT * FROM xxp WHERE uid = 6 for UPDATE;
COMMIT;ROLLBACK;

按照上面 1，2，3，4 的顺序执行会发现第 4 步被阻塞了，必须执行完第 5 步后才能插入成功。这里会很奇怪明明锁住的是uid=6 的这一行，为什么不能插入 5 呢？原因就是这里采用了 next-key 的算法，锁住的是(3,10)整个区间。

三、行锁、页锁、表锁

MySQL 按照锁的粒度有小到大可以细分为行锁、页锁、表锁。

1️⃣行锁

行锁的锁定颗粒度在 MySQL 中是最细的，应用于 InnoDB 存储引擎，只针对操作的当前行加锁。并发情况下，产生锁等待的概率较低，支持较大的并发数，但开销大，加锁慢，而且会出现死锁。
在 InnoDB 中使用行锁有一个前提条件：检索数据时需要通过索引。因为 InnoDB 是通过给索引项加锁来实现行锁的。
在不通过索引条件查询的时候，InnoDB 会使用表锁，这在并发较大时，可能导致大量的锁冲突。此外，行锁是针对索引加锁，存在这种情况，虽然是访问的不同记录，但使用的是同一索引项，也可能会出现锁冲突。提示：
不一定使用了索引检索就一定会使用行锁，也有可能使用表锁。因为 MySQL 会比较不同执行计划的代价，当全表扫描比索引效率更高时，InnoDB 就使用表锁。因此需要结合 SQL 的执行计划去分析锁冲突。
行锁会产生死锁。因为在行锁中，锁是逐步获得的，主要分为两步：锁住主键索引，锁住非主键索引。如：当两个事务同时执行时，一个锁住了主键索引，在等待其他索引；另一个锁住了非主键索引，在等待主键索引。这样便会发生死锁。InnoDB 一般都可以检测到这种死锁，并使一个事务释放锁回退，另一个获取锁完成事务。

2️⃣页锁

页锁的粒度介于行锁和表锁之间，应用于 BDB 引擎，并发度一般，开销和加锁速度也介于行锁和表锁之间。

3️⃣表锁

表锁的锁定颗粒度在 MySQL 中是最粗的，InnoDB、MyISAM 引擎中都有应用，对当前整张表加锁。不适合高并发的场景，但开销小，加锁快，不会出现死锁，发生锁冲突的概率最大。

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一、简述

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