锁

1. 共享锁和独占锁

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

S锁和X锁的兼容关系：

2. 意向锁

InnoDB支持多粒度锁定，即表级锁、行级锁，这种锁定允许表级锁和行级锁同时存在。为了支持这种多粒度锁定，InnoDB提供了意向锁，意向锁表示事务希望在更细的力度上进行锁定。意向锁是由数据库自己维护的，当我们给一行记录添加S/X锁时，数据库会自动给该表添加IS/IX锁。

注：InnoDB只支持表级别的意向锁。表级别的意向锁和行级锁不会产生冲突。

1. 意向共享锁：事务想要获得一张表中某几行的共享锁。
2. 意向排它锁：事务想要获得一张表中某几行的排它锁。

主要用处：通过意向锁可以快速地判断表中是否有记录被锁住，从而避免通过遍历的方式判断表中是否有记录被上锁，提升加锁的效率。
比如：事务A想要对某个表上X锁，这个时候如果表中存在被加了行级别的X锁或者S锁，则加锁会失败，此时直接根据意向锁就能知道这张表是否有行级别的X锁或者S锁。

3. InnoDB行锁

InnoDB存储引擎有3中行锁的算法：

• Record Lock：当个行记录上的锁
• Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身
• Next-Key Lock：Record Lock + Gap Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身
  • 当查询的索引有唯一属性时，会降级为Record Lock。

假如有张表z

create table z (a int, b int, primary key(a), key(b))
insert into z select 1, 1;
insert into z select 3, 1;
insert into z select 5, 3;
insert into z select 7, 6;
insert into z select 10, 8;

在Next-Key Lock的算法下

Nexy-Key Lock 加锁的原则和优化（From 丁奇《MySQL45讲》）：

• 原则1：加锁的基本单位是Nexy-Key Lock。Nexy-Key Lock是前开后闭区间。
• 原则2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
• 优化1：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，Nexy-Key Lock退化为Record Lock。
• 优化2：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，Nexy-Key Lock退化为间隙锁。
• 一个bug：唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

使用 select * from z where a = 3 for update 会给 a = 3 这一行加上Record Lock
why：根据Next-Key Lock, 本来是要锁 (1,3] 的，但是因为a是唯一索引，所以会降级为Record Lock。
使用 select * from z where a = 2 for update 会给 a (1,3) 加间隙锁
why：根据Next-Key Lock，给(1,3]加锁，但是因为3!=2，，Nexy-Key Lock退化为间隙锁。
使用 select * from z where b = 3 for update 会给b(1,3],(3,6)加锁，会给a=5加Record Lock
为什么会加(3,6)？
因为b是普通索引，索引访问到3之后不能停止，需要继续直至访问到了6，此时给(3,6]加Next-Key Lock，
       由于上述优化2，退化成间隙锁(3,6)

InnoDB存储引擎在REPEATABLE READ隔离级别下使用Next-Key Locking来加锁，在READ COMMITTED隔离级别下仅使用Record Lock。

4. MySQL是如何解决幻读的？

幻读是指在同一事务下，连续执行两次同样的SQL查询语句可能导致不同的结果，第二次的SQL语句可能会返回之前不存在的行。
当前读：采用Next-Key Locking来避免。比如对于select from z where a > 2 for update 语句，其锁住的是(2,正无穷)这个范围，任何对这个范围的插入都是不被允许的，从而避免了幻读。
*快照读：使用MVCC解决。

其他

参考

《MySQL实战45讲》