Innodb锁的类型

行锁（record lock）

行锁总是对索引上锁，如果某个表没有定义索引，mysql就会使用默认创建的聚集索引，行锁有S锁和X锁两种类型。

共享锁和排它锁

Innodb锁有两种类型：共享锁(S lock)和排它锁(X lock)

不同事务可以同时对同一行记录加S锁
如果一个事务对某一行记录加X锁，其他事务就不能加S锁或者X锁，从而导致锁等待

使用sqlSELECT ... LOCK IN SHARE MODE可以对一行记录加S锁，sql SELECT ... FOR UPDATE则是加X锁

意向锁（intention lock）

Innodb为了支持多粒度的加锁，允许行锁和表锁同时存在。插入意向锁即是一种表锁，在事务对某一行或者多行加锁之前，必须对这张表加入意向锁（或更强的锁如X锁）。插入意向锁分为：

intention shared lock (IS)：表明事务对于这张表的记录有插入S锁的意向
intention exclusive lock (IX)：表明事务对于这张表的记录有插入X锁的意向

插入意向锁和其他表锁兼容性如下：

X	IX	S	IS
X	Conflict	Conflict	Conflict
IX	Conflict	Compatible	Conflict
S	Conflict	Conflict	Compatible
IS	Conflict	Compatible	Compatible

对表加S锁或者X锁可以参考：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/lock-tables.html

间隙锁（gap lock）

间隙锁锁住一个间隙以防止插入。假设索引列有（a,b,c）三个值，如果对b加锁，那么也会同时对(a,b)和(b,c)这两个间隙加锁。其他事务无法插入索引值在这两个间隙之间的记录（即a<索引值<b或者b<索引值<c都无法插入）。但是，间隙锁有一个例外：

如果索引列是唯一索引，那么只会锁住这条记录（只加行锁），而不会锁住间隙。
对于联合索引且是唯一索引，如果where条件只包括联合索引的一部分，那么依然会加间隙锁。

对于间隙锁来说，S锁或者X锁没有区别，它们也不会相互冲突。假设索引列有（a,b,c,d）四个值，事务A对b加X锁，也会同时对(a,b)和(b,c)这两个间隙加X锁。其他事务B可以同时对c加X锁，也会同时对(b,c)和（c,d)这两个间隙加X锁。可以看到两个事务都可以对（b,c)这个间隙加X锁，但是不会引起冲突。

注意，如果将数据库隔离级别改为READ COMMITTED或者开启系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog，那么间隙锁就会被关闭。

next-key lock

next-key lock实际上就是行锁+这条记录前面的gap lock的统称。假设有索引值10, 11, 13, 和20，那么可能的next-key lock包括：

(negative infinity, 10]

(10, 11]

(11, 13]

(13, 20]

(20, positive infinity)

在REPEATABLE READ隔离级别下，InnoDB使用next-key lock主要是防止幻像问题（phantom problem）的产生。

幻想问题指的是一个事务中，两次执行同一个sql可能返回不同数据的现象。这违反了事务的隔离性。设表t有1，2，5三个值。事务A执行以下sql
select * from t where a>2 for update
如果事务没有提交，在没有next-key lock的情况下其他事务B又插入了4这个值并提交，那么A事务再次执行上面的sql就会返回a=4这个值。

插入意向锁（Insert Intention Lock）

插入意向锁指的是事务在对一个gap插入之前会对这个gap加插入意向锁。只要不同事务对于同一个gap插入的位置不同，那么就可以对同一个gap同时加插入意向锁。设有某列有索引值2，6，只要两个事务插入位置不同（如事务A插入3，事务B插入4），那么就可以同时插入。

自增锁（AUTO-INC Lock）

自增锁是一种特殊的表锁。一般说来，为了实现列的自增，不同事务对自增列的插入都会导致锁等待。不过后面mysql对于自增锁做了大量优化，提供了不同算法以实现性能和数据一致的平衡。具体可以参考：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-auto-increment-handling.html

Innodb加锁分析

详细参考：mysql InnoDB加锁分析

Innodb锁等待排查

目前Innodb提供的锁等待排查命令有下面几个：

SHOW FULL PROCESSLIST ;

SHOW ENGINE INNODB STATUS ;

#更为详细

select * from information_schema.INNODB_TRX;

select * from information_schema.INNODB_LOCKS;

select * from information_schema.INNODB_LOCK_WAITS;

通常我使用如下sql来获取必要的信息：

select l.*, t.trx_state,t.trx_weight,t.trx_query,w.* from information_schema.INNODB_TRX t left join information_schema.INNODB_LOCKS l

  on t.trx_id=l.lock_trx_id left join information_schema.INNODB_LOCK_WAITS w

    on t.trx_id=w.requesting_trx_id;

排查方式可以参考：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-information-schema-examples.html

Innodb一致性非锁定读(consistent nonblocking read)

前面一个章节讲的是锁定读以保证更新插入数据的一致性，mysql同时也提供不加锁的方式读取数据。mysql使用多版本并发控制(MVCC)来读取数据，如果事务A对某一行正在执行update或delete操作，那么事务B不会读取正在更新的这一行，而是会去读取这行的一个快照数据。

该实现是通过undo段完成，因为undo段用来事务的回滚，因此本身没有额外的开销。

不同的事务隔离级别下，读取的快照版本也不相同

READ COMMITTED级别下，一致性非锁定读总是读取被锁定行的最新一份快照数据。所以在这个隔离级别下，同一个事务多次读取同一条记录，返回的结果可能不同，因为存在其他事务提交对这一行更新的可能。
REPEATABLE READ级别下，一致性非锁定读总是读取被锁定行事物开始时的行数据版本。同一个事务多次读取同一条记录返回相同的结果。