l S(shared locks) 共享鎖:允許擁有鎖的事務(wù)讀一行數(shù)據(jù)
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l X (exclusive locks) 排他鎖:允許有用鎖的事務(wù)更新或刪除一行數(shù)據(jù)
如果一個(gè)事務(wù)T1在行r擁有一個(gè)S共享鎖，從不同的事務(wù)T2請(qǐng)求鎖定行r，處理如下：
l 事務(wù)T2能立即獲得行r的S共享鎖，因此，T1和T2都在行r上持有S共享鎖
l 事務(wù)T2不能獲得行r的X排它鎖
如果一個(gè)事務(wù)T1在行r持有x排它鎖，其他事務(wù)T2無(wú)法獲得任何類型的鎖。
Innodb支持多粒度鎖定，這種鎖定允許事務(wù)在行級(jí)上的鎖和表級(jí)上的鎖同時(shí)存在。為了支持在不同粒度上進(jìn)行加鎖操作，innodb支持一種額外的鎖方式，稱為意向鎖（intention locks）。
Innodb意向鎖為表級(jí)別的鎖，設(shè)計(jì)的主要目的主要是為了在下一個(gè)事務(wù)中揭示下一行將被請(qǐng)求的鎖類型。
InnoDB中有2中類型的意向鎖：
?Intention shared(IS): TransactionTintends to setSlocks on individual rows in tablet.
事務(wù)T想對(duì)表t的某些行設(shè)置共享鎖
?Intention exclusive(IX): TransactionTintends to setXlocks on those rows.
事務(wù)T想對(duì)表t的某些行設(shè)置排它鎖
例如：SELECT ... LOCK IN SHARE MODE設(shè)置了一個(gè)IS鎖
SELECT ... FOR UPDATE設(shè)置一個(gè)IX鎖
意向鎖協(xié)議如下：
?一個(gè)事務(wù)在可以獲得表t的某些行的S共享鎖，必須先獲取表t的IS意向共享鎖
?一個(gè)事務(wù)在可以會(huì)的表t的某些行的X排它鎖，必須先獲取表t的IX意向排它鎖
Innodb鎖兼容性矩陣
意向鎖不會(huì)堵塞除了全表操作（例：LOCK TABLES ...WRITE）以外的任何請(qǐng)求，其意向鎖的主要目的是顯示某些操作鎖定了某行，或者將要鎖定某行。
意向鎖的存在價(jià)值在于在定位到特定的行所持有的鎖之前，提供一種更粗粒度的鎖，可以大大節(jié)約引擎對(duì)于鎖的定位和處理的性能，因?yàn)樵诖鎯?chǔ)引擎內(nèi)部，鎖是由一塊獨(dú)立的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)維護(hù)的，鎖的數(shù)量直接決定了內(nèi)存的消耗和并發(fā)性能。例如，事務(wù)A對(duì)表t的某些行修改（DML通常會(huì)產(chǎn)生X鎖），需要對(duì)t加上意向排它鎖，在A事務(wù)完成之前，B事務(wù)來(lái)一個(gè)全表操作（alter table等），此時(shí)直接在表級(jí)別的意向排它鎖就能告訴B需要等待（因?yàn)閠上有意向鎖），而不需要再去行級(jí)別判斷
意向鎖實(shí)際上可以理解為一種“暗示”未來(lái)需要什么樣行級(jí)鎖：
IS表示未來(lái)可能需要在這個(gè)表的某些記錄上加共享鎖
IX表示未來(lái)可能需要在這個(gè)表的某些記錄上加排他鎖。
意向鎖是表級(jí)別的，IS和IX鎖之間相互并不沖突，但與表級(jí)S/X鎖沖突。
在對(duì)記錄加S鎖或者X鎖時(shí)，必須保證其在相同的表上有對(duì)應(yīng)的意向鎖或者鎖強(qiáng)度更高的表級(jí)鎖
Innodb的行鎖的類型：
? Record lock:鎖定一個(gè)索引記錄
? Gap lock:鎖定一個(gè)范圍，不包含記錄本身
? Next-key lock: Gap lock+ Record lock，鎖定一個(gè)范圍，并且鎖定記錄本身
Record Locks總是鎖住索引記錄，即使表沒有定義索引，Innodb會(huì)創(chuàng)建一個(gè)隱試的聚集索引來(lái)鎖定。
Next-key Locks默認(rèn)Innodb使用RR的隔離級(jí)別。在這種情況下，InnoDB使用next-key鎖機(jī)制來(lái)查詢數(shù)據(jù)和索引掃描，防止幻象問(wèn)題
Next-key locking結(jié)合了index-row鎖和Gap鎖。當(dāng)搜索和查詢索引操作時(shí)，InnoDB使用行鎖的方式，在相應(yīng)的索引記錄上設(shè)置共享或者排他鎖。因此，行級(jí)別的鎖實(shí)際上是索引記錄鎖。而Next-Key鎖是索引記錄鎖加范圍鎖。如果一個(gè)會(huì)話在索引記錄R上加了一個(gè)共享或者排他鎖，其他會(huì)話不能立即插入一個(gè)新的索引記錄在索引記錄R之前的間隙中。
假設(shè)一個(gè)索引的值有10, 11, 13,和20，那么該索引可能被Next-Key Locking的區(qū)間為：
最后一個(gè)間隔范圍，Next-Key實(shí)際上鎖定的范圍是僅僅是最大索引值后面的范圍。
當(dāng)操作的索引是唯一的情況下，Innodb會(huì)對(duì)Next-key Locking進(jìn)行優(yōu)化，將其降級(jí)為Record Lock,只鎖住索引本身，而不是鎖定范圍。
如下：
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Session A |
Session B |
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Session A>drop table t; |
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Session A>begin; |
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#session A提交上面的事務(wù) Session A>commit; |
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上面的實(shí)驗(yàn)中，表t有1,2，5三個(gè)值。在session A中對(duì)a=5進(jìn)行鎖定讀X鎖定，但因?yàn)樽侄蝍是主鍵（唯一索引），因此此時(shí)鎖定的僅是5這個(gè)索引記錄，而不是（2，5）]這個(gè)范圍，這樣在Session B中能順利的插入a=4（4在（2,5]之間）而不會(huì)阻塞。上述正式因?yàn)镹ext-Key Lock對(duì)唯一索引的記錄降級(jí)為record lock的原因，從而可以提高應(yīng)用的并發(fā)性。
當(dāng)查詢的列是非唯一的索引時(shí)，情況如下：
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Session A |
Session B |
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Session A>drop table t; |
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注意：右邊的Session B看到15被堵塞，而20沒有被堵塞；所以，推測(cè)此處Gap Lock的范圍是【15,20）和（20,25）。這與官當(dāng)上的http://dev.MySQL.com/doc/refman/5.7/en/innodb-record-level-locks.html舉的例子的 可能的間隔范圍剛好閉開區(qū)間是反的 |
#18在[15,20)之間，被堵塞 |
Gap Locks當(dāng)使用唯一索引查詢唯一的行時(shí)，不需要Gap locks.
前面next-key的例子表明gap可能覆蓋一個(gè)單獨(dú)的索引值，多個(gè)索引值，或可能是空的。
例如：下面的語(yǔ)句只需要在id為100的行上使用一個(gè)index-record lock，而不會(huì)影響其他會(huì)話插入數(shù)據(jù)：
SELECT * FROM child WHERE id = 100 for update;
如果ID不是索引或者不是一個(gè)uniq index，該語(yǔ)句則使用Gap Locking.
插入意向Gap鎖（insert intention gap lock）在Insert操作之前被設(shè)置。這種鎖的目的是：當(dāng)多個(gè)事務(wù)插入數(shù)據(jù)到相同的索引間隙，只要他們插入的索引間隙內(nèi)的位置不同，則不需要相互等待。假如有索引值4和7，某個(gè)事務(wù)視圖在4和7的間隙間插入5和6，在插入的行會(huì)分配插入意向Gap鎖，但因?yàn)?和6的行并不沖突，所以不會(huì)堵塞對(duì)方。
注意：不同的事務(wù)在一個(gè)間隙（Gap）上可以持有互斥的鎖。例如：當(dāng)事務(wù)B在某個(gè)Gap上擁有一個(gè)排他Gap鎖,事務(wù)A在相同的Gap上可以持有共享Gap鎖。此處允許鎖沖突共存的原因是：當(dāng)從一個(gè)索引上purge一個(gè)記錄，其他事務(wù)對(duì)此記錄加的Gap鎖會(huì)被被合并。
Gap鎖在Innodb中是”完全禁止的”。這意味著它們只能防止其他事務(wù)在一個(gè)Gap中的插入操作。因此，排他Gap鎖和共享Gap鎖具有同樣的效果。
Disabling Gap Locking
Gap鎖可以被完全關(guān)閉方法是設(shè)置事務(wù)隔離級(jí)別修改為RC，或者開啟innodb_locks_unsafe_for_binlog系統(tǒng)變量（此選項(xiàng)5.6和5.7已經(jīng)被棄用）。關(guān)閉Gap的情況下，除了在外鍵一致性檢查和逐漸沖突檢查的時(shí)候，gap鎖均不生效。
RC隔離級(jí)別和開啟innodb_locks_unsafe_for_binlog參數(shù)也會(huì)帶來(lái)其他影響，比如:在mysql分析where條件之后，未匹配行的記錄鎖就會(huì)被釋放（違反了2PL：Two Parsing Lock原則）例如：在update中，innodb執(zhí)行"半一致性"讀，這樣，最新的提交版本被告知mysql，然后由mysql決定行是否匹配執(zhí)行Update操作的where條件。
參考鏈接：
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-lock-modes.html
http://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-record-level-locks.html
http://hedengcheng.com/?p=771#_Toc374698322
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