关于mysql数据库中锁的说法众说纷纭，本文结合官网对锁的概念进行了相关的分类，并加入了适用场景的应用！

锁的分类：分为基本锁，和算法锁！

其中有两个行锁（锁住一行数据），两个表锁（锁住一个表的数据）。4个锁的算法（算法会决定在什么时候锁定什么范围的数据）！

共享锁

第一个行级别的锁就是我们在官网看到的 Shared Locks （共享锁），我们获取了一行数据的读锁以后，可以用来读取数据，所以它也叫做读锁，注意不要在加上了读锁 以后去写数据，不然的话可能会出现死锁的情况。而且多个事务可以共享一把读锁。那怎么给一行数据加上读锁呢？

select .... lock in share mode; -- 这样的方式手工加上一把读锁

释放锁有两种方式，只要事务结束，锁就会自动事务，包括提交事务和结束事务。

我们也来验证一下，看看共享锁是不是可以重复获取。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

select * from student where id =1 lock in shard mode

begin;

select * from student where id =1 lock in shard mode; -- OK

排他锁

第二个行级别的锁叫做 Exclusive Locks（排它锁），它是用来操作数据的，所以又叫做写锁。只要一个事务获取了一行数据的排它锁，其他的事务就不能再获取这一行数据的共享锁和排它锁。

如何加上排他锁

第一种是自动加排他锁。我们在操作数据的时候，包括增删改，都会默认加上一个排它锁。还有一种是手工加锁，我们用一个 FOR UPDATE 给一行数据加上一个排它锁，这个无论是在我们的代码里面还是操作数据的工具里面，都比较常用

释放锁有两种方式，只要事务结束，锁就会自动事务，包括提交事务和结束事务。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

update student set sname = 'pop' where id = 1

begin;

select * from student where id =1 lock in shard mode; -- 共享锁排斥，所以阻塞

select * from student where id = 1 for update; -- 排他锁排斥，所以阻塞

delete from student where id = 1;-- 默认开启事务，包括增删改默认加上排他，所以排斥

这个是两个行锁，接下来就是两个表锁。

意向锁

意向锁是由数据库自己维护的，我们给一行数据加上共享锁之后(行锁)，数据库会自动在这张表上加一个意向共享锁。

当我们给一行数据加上排他锁之前，数据库会自动在这张表上面加一个意向排他锁。

反过来说：

如果一张表上面至少有一个意向共享锁，说明有其他的事务给其中的某些数据行加上了共享锁。

如果一张表上面至少有一个意向排他锁，说明有其他的事务给其中的某些数据行加上了排他锁。

意向共享锁和意向排他锁的意义

我们有了表级别的锁，在 InnoDB 里面就可以支持更多粒度的锁。如果说没有意向 锁的话，当我们准备给一张表加上表锁的时候，我们首先要做什么？是不是必须先要去 判断有没其他的事务锁定了其中了某些行？如果有的话，肯定不能加上表锁。那么这个 时候我们就要去扫描整张表才能确定能不能成功加上一个表锁，如果数据量特别大，比 如有上千万的数据的时候，加表锁的效率是不是很低？但是我们引入了意向锁之后就不一样了。我只要判断这张表上面有没有意向锁，如 果有，就直接返回失败。如果没有，就可以加锁成功。所以 InnoDB 里面的表锁，我们 可以把它理解成一个标志。就像火车上厕所有没有人使用的灯，是用来提高加锁的效率的。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

update student set sname = 'pop' where id = 1

begin;

lock tables student write ; -- 锁表失败

unlock tables; // 释放表锁的方式

以上就是 MySQL 里面的 4 种基本的锁的模式，或者叫做锁的类型。

行锁的原理

那么，锁到底锁住了什么呢？

当一个事务锁住了一行数据的时候，其他的事务不能操作这一行数据，那它到底是锁住了这一行数据，还是锁住了这一个字段，还是锁住了别的什么东西呢？

首先我们有三张表，一张没有索引的 t1，一张有主键索引的 t2，一张有唯一索引的

t3。

没有索引的表

t1是一张没有索引的表，我们先来看一下 t1 的表结构，它有两个字段，int 类型的 id 和 varchar 类型的 name。 里面有 4 条数据，1、2、3、4。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

select * from t1 where id = 1 for update;

select * from t1 where id = 3 for update；

-- 阻塞

insert into t1(id,name) values (5,'5');

-- 阻塞

在第一个事务里面，我们通过 where id =1 锁住第一行数据。

在第二个事务里面，我们尝试给 id=3 的这一行数据加锁。很遗憾，我们看到红灯亮起，这个加锁的操作被阻塞了。这就有点奇怪了，第一个 事务锁住了 id=1 的这行数据，为什么我不能操作 id=3 的数据呢？ 我们再来操作一条不存在的数据，插入 id=5。它也被阻塞了。实际上这里整张表都 被锁住了。所以，我们的第一个猜想被推翻了，InnoDB 的锁锁住的应该不是 Record。

有主键索引的表

我们看一下 t2 的表结构。字段是一样的，不同的地方是 id 上创建了一个主键索引。 里面的数据是 1、4、7、10。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

select * from t2 where id = 1 for update;

select * from t2 where id = 1 for update；

-- 阻塞

select * from t2 where id = 4 for update；

-- 通过

第一种情况，使用相同的 id 值去加锁，冲突；使用不同的 id 加锁，可以加锁成功。 那么，既然不是锁定一行数据，有没有可能是锁住了 id 的这个字段呢？

唯一索引

我们看一下 t3 的表结构。字段还是一样的， id 上创建了一个主键索引，name 上 创建了一个唯一索引。里面的数据是 1、4、7、10。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

select * from t3 where name= '4' for update;

select * from t3 where name= '4' for update;

-- 阻塞

select * from t2 where id = 4 for update；

-- 阻塞

在第一个事务里面，我们通过 name 字段去锁定值是 4 的这行数据。 在第二个事务里面，尝试获取一样的排它锁，肯定是失败的，这个不用怀疑。 在这里我们怀疑 InnoDB 锁住的是字段，所以这次我换一个字段，用 id=4 去给这行 数据加锁。结果还是被阻塞了。

很明显，这三张表的差异在于索引的不同，导致了加锁行为的差异。

为什么表里面没有索引的时候，锁住一行数据会导致锁表？

如果我们定义了主键(PRIMARY KEY)，那么 InnoDB 会选择主键作为聚集索引。如果没有显式定义主键，则 InnoDB 会选择第一个不包含有 NULL 值的唯一索引作为主键索引。如果也没有这样的唯一索引，则 InnoDB 会选择内置 6 字节长的 ROWID 作为隐藏的聚集索引，它会随着行记录的写入而主键递增。

所以，为什么锁表，是因为查询没有使用索引，会进行全表扫描，然后把每一个隐

藏的聚集索引都锁住了。

为什么通过唯一索引给数据行加锁，主键索引也会被锁住？

在辅助索引里面，索引存储的是二级索引和主键的值。比如name=4，存储的是name

的索引和主键 id 的值 4。 而主键索引里面除了索引之外，还存储了完整的数据。所以我们通过辅助索引锁定 一行数据的时候，它跟我们检索数据的步骤是一样的，会通过主键值找到主键索引，然后也锁定。

锁的算法

现在我们已经搞清楚 4 个锁的基本类型和锁的原理了，在官网上，还有 3 种锁，我们把它理解为锁的算法。我们也来看下 InnoDB 在什么时候分别锁住什么范围。

我们用主键索引加锁，我们这里的划分标准就是主键索引的值。

Record。这些数据库里面存在的主键值，我们把它叫做 Record，记录，那么这里我们就有 4 个 RecordGap。根据主键，这些存在的 Record 隔开的数据不存在的区间，我们把它叫做 Gap，间隙，它是一个左开右开的区间。Next-key。最后一个，间隙（Gap）连同它左边的记录（Record），我们把它叫做临键的区间， 它是一个左开右闭的区间。记录锁

第一种情况，当我们对于唯一性的索引（包括唯一索引和主键索引）使用等值查询，精准匹配到一条记录的时候，这个时候使用的就是记录锁。比如 where id = 1 4 7 10 。 这个演示我们在前面已经看过了。我们使用不同的 key 去加锁，不会冲突，它只锁 住这个 record。

间隙锁

第二种情况，当我们查询的记录不存在，没有命中任何一个 record，无论是用等值查询还是范围查询的时候，它使用的都是间隙锁。

当我们执行的条件有这样的内容，where id >4 and id <7，where id = 6。

Transaction 1

Transaction 2

begin;

insert into t2(id,name) values(5,'5');--阻塞

insert into t2(id,name) values(6,'6');--阻塞

select * from t2 where id = 6 for update；--通过

select * from t2 where id >20 for update

insert into t2 (id,name) values(11.'11') -- 阻塞

重复一遍，当查询的记录不存在的时候，使用间隙锁

注意，间隙锁主要是阻塞插入 insert。相同的间隙锁之间不冲突。所以我们的范围查询并不会阻塞。

Gap Lock 只在 RR 中存在。如果要关闭间隙锁，就是把事务隔离级别设置成 RC， 并且把 innodb_locks_unsafe_for_binlog 设置为 ON。 这种情况下除了外键约束和唯一性检查会加间隙锁，其他情况都不会用间隙锁。

临建锁

第三种情况，当我们使用了范围查询，不仅仅命中了 Record 记录，还包含了 Gap 间隙，在这种情况下我们使用的就是临键锁，它是 MySQL 里面默认的行锁算法，相当于记录锁加上间隙锁。

其他两种退化的情况：

唯一性索引，等值查询匹配到一条记录的时候，退化成记录锁。没有匹配到任何记录的时候，退化成间隙锁。

临键锁，锁住最后一个 key 的下一个左开右闭的区间。

四个事务隔离级别的实现：

Read Uncommited RU 隔离级别：不加锁。Serializable Serializable 所有的 select 语句都会被隐式地转化为 select ... in share mode，会和 update、delete 互斥。这两个很好理解，主要是 RR 和 RC 的区别？Repeatable ReadRR 隔离级别下，普通的 select 使用快照读(snapshot read)，底层使用 MVCC 来实现。加锁的 select(select ... in share mode / select ... for update)以及更新操作update, delete 等语句使用当前读（current read），底层使用记录锁、或者间隙锁、临键锁。Read CommitedRC 隔离级别下，普通的 select 都是快照读，使用 MVCC 实现。加锁的 select 都使用记录锁，因为没有 Gap Lock。除了两种特殊情况——外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复 键检查(duplicate-key checking)时会使用间隙锁封锁区间。 所以 RC 会出现幻读的问题。死锁锁的释放与阻塞

事务结束（commit，rollback）；客户端连接断开。锁会释放。

如果一个事务一直未释放锁，其他事务会被阻塞多久？会不会永远等待下去？如果 是，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获得所需的锁而挂起，会占 用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖垮数据库。

show VARIABLES like 'innodb_lock_wait_timeout'; -- 查看锁的超时时间

默认是50秒

以上是对数据库锁的概念和使用的分享，都看到这了，小伙伴们点个关注呗！