innodb儲存引擎實現了如下兩種標準的行級鎖：
共享鎖(s lock)：允許事務讀一行資料。
排他鎖(x lock)：允許事務刪除或更新一行資料。
如果乙個事務 t1 已經獲得了行 r 的共享鎖，那麼另外的事務 t2 可以立即獲得行 r 的共享鎖，因為讀取並沒有改變行 r 的資料，稱這種情況為鎖相容。但若有其他的事務 t3 想獲得行 r 的排他鎖，則其必須等待事務t1、t2釋放行 r 上的共享鎖這種情況稱為鎖不相容。即共享鎖不互斥獲取，排他鎖互斥獲取。
接下來我們考慮這樣乙個問題：
事務a鎖住了表中的一行，讓這一行只能讀，不能寫。之後，事務b申請整個表的寫鎖。如果事務b申請成功，那麼理論上它就能修改表中的任意一行，這與a持有的行鎖是衝突的。資料庫需要避免這種衝突，就是說要讓b的申請被阻塞，直到a釋放了行鎖。
為了解決這個衝突，資料庫需要做兩個判斷：
判斷表是否已被其他事務用表鎖鎖表；
判斷表中的每一行是否已被行鎖鎖住。
由於第二個判斷條件效率低下，因此引入了意向鎖的機制。
意向鎖是為了解決程式執行高效性問題，並不是為了多併發下資料的一致性問題。
innodb 儲存引擎支援多粒度鎖定，這種鎖定允許事務在行級上的鎖和表級上的鎖同時存在。為了支援在不同粒度上進行加鎖操作，innodb 儲存引擎支援一種額外的鎖方式，稱之為意向鎖。意向鎖是將鎖定的物件分為多個層次，意向鎖意味著事務希望在更細粒度上進行加鎖。
意向鎖分為兩種：
意向共享鎖(is lock)：事務想要獲得一張表中某幾行的共享鎖；
意向排他鎖(ix lock)：事務想要獲得- -張表中某幾行的排他鎖。
首先讓我們看看資料庫資料儲存結構的層次圖：
有了意向鎖後，考慮1.2中我們所說的情況，事務a必須先申請表的意向共享鎖，成功後再申請一行的行鎖。此時，如果事務b要申請整個表的寫鎖，判斷條件就變成如下兩個條件：
判斷表是否已被其他事務用表鎖鎖表（不變）；
發現表上有意向共享鎖，說明表中有些行被共享行鎖鎖住了，因此，事務b申請表的寫鎖會被阻塞。
注意：意向鎖（ix，is）是表級鎖，不會和行級的排他鎖(x)或 共享鎖(s)發生衝突。只會和表級的鎖（x，s）發生衝突； 行級別的x和s按照普通的共享、排他規則即可。只要寫操作不是同一行，就不會發生衝突。
資料庫在針對多併發問題，提出了多版本控制的概念；核心原理是：
寫任務發生時，將資料轉殖乙份，以版本號區分；
寫任務操作新轉殖的資料，直至提交；
併發讀任務可以繼續讀取舊版本的資料，不至於阻塞；
如上圖所示：
最開始資料的版本是v0；
t1時刻發起了乙個寫任務，這是把資料clone了乙份，進行修改，版本變為v1，但任務還未完成；
t2時刻併發了乙個讀任務，依然可以讀v0版本的資料；
t3時刻又併發了乙個讀任務，依然不會阻塞；
可以看到，資料多版本，通過「讀取舊版本資料」能夠極大提高任務的併發度。
此外，某些情況下，我們需要顯式地對資料庫讀取操作，進行加鎖以保證資料邏輯的一致性，這要求資料庫支援加鎖語句，
持加鎖語句，即使是對於select的唯讀操作。innodb儲存引擎對於select語句支
持兩種一致性的鎖定讀 (locking read)操作:
1. select … for update
2. select … lock in share mode
select…for update對讀取的行記錄加乙個x鎖，其他事務不能對已鎖定的行加上任何鎖。select…lock in share mode對讀取的行記錄加乙個s鎖，其他事務可以向被鎖定的行加s鎖，但是如果加x鎖，則會被阻塞。
對於一致性非鎖定讀，即使讀取的行已被執行了select…for update,也是可以進行讀取的，這和之前討論的情況一樣。此外，select…for update, select…lock in share mode必須在乙個事務中，當事務提交了，鎖也就釋放了。因此在使用.上述兩句select鎖定語句時，務必加上begin, start transaction或者set autocommit=0。
InnoDB之鎖機制
前兩天聽了姜老大關於innodb中鎖的相關培訓，剛好也在看這方面的知識，就順便利用時間把這部分知識做個整理，方便自己理解。主要分為下面幾個部分 1.innodb同步機制 innodb儲存引擎有兩種同步機制選擇，一種是mutex，其是完全的互斥方法。另一種是rw lock，可以給臨界資源加上s lat...
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