1.鎖的目的是什麼？
innodb中利用mvcc（多版本併發控制），可以在不加鎖的情況下提高併發訪問下系統的吞吐量。但有些場景下併發訪問必須要在鎖的保護下進行，比如併發的更新。
2.鎖的分類
一般鎖是指lock。
innodb中還有不常用的一種輕量級鎖latch，latch中不存在死鎖檢測機制，適合加鎖時間較短的場景。
按相容性分類，分為s 共享鎖和x 排他鎖。s鎖之間是相容的，但x鎖不與其他鎖相容。
按粒度分類，分為表級鎖、頁鎖（innodb中好像沒有？）、行級鎖。innodb支援多粒度鎖，它允許行級鎖與表級鎖共存。
3.表鎖
mysql的myisam使用的是表鎖，而innodb有表鎖和行鎖。
innodb表級鎖包括自增鎖、意向鎖。
自增鎖 auto-inc locks，用於auto_increment的自增主鍵。在innodb儲存引擎的記憶體結構中，對每個含有自增長值的表都有乙個自增長計數器。
當對表進行插入操作時，會依據自增長計數器的計數值加一賦予自增長列。為了提公升插入的效能，鎖不是事務完成後才釋放，而是完成自增長值插入的sql語句後立即釋放。
意向鎖 intention locks，表示事務有意向對錶中的某些行加鎖，分為is 意向共享鎖和ix 意向排他鎖。
is表示有意向對錶中的某些行加共享鎖，ix表示有意向對錶中的某些行加排他鎖。
意向鎖是由引擎自己維護的，使用者無法手動操作，在給資料行加共享/排他鎖之前，innodb會先給對應的表加意向鎖。
意向鎖之間是相互相容的，ix與ix之間也相互相容。另外，意向鎖也不會與行級的共享/排他鎖互斥。
意向鎖的作用是什麼?意向鎖會與表級的共享/排他鎖互斥，這裡的表級鎖指普通的表級鎖。
例如，事務a執行 select * from users where id=9 for update, 此時users表有兩把鎖，users表上的ix鎖和id=9的資料行上的排他鎖。
在事務a未commit的情況下，事務b執行lock tables users read，此時事務b檢測到事務a持有表的ix鎖，就可以得知a必然持有該表中某些行的排他鎖，因此b對users的加鎖請求就會被阻塞，就無需檢測表中每一行的資料是否存在排他鎖。
4.行級鎖
分為record lock，gap lock和next-key lock。
這裡鎖都是針對索引，通過索引來實現行鎖，而不是通過鎖住記錄。
資料庫操作使用主鍵索引時，會鎖住主鍵索引；使用非主鍵索引時，會先鎖住非主鍵索引，再鎖住主鍵索引，這樣就有可能導致死鎖（a先鎖住非主鍵索引再鎖住主鍵索引，而b先鎖住主鍵索引）。
record lock，是單個行記錄上的鎖。
gap lock，間隙鎖，鎖住乙個範圍，但是不包含記錄本身。例如事務a執行select * from users where id>5 and id<8 for update,此時就會鎖住(5,8)的區間，事務b嘗試插入id=6的操作就會被阻塞。間隙鎖之間互不衝突，它的唯一作用是防止其他事務的插入，因此加間隙s鎖和間隙x鎖沒有區別。rr隔離級別下特有。
next-key lock，record lock+gap lock，鎖住記錄本身，並且鎖定乙個範圍。
它的主要目的是，保證repeatable read（rr）的事務隔離級別下不出現phantom problem幻讀問題。
innodb預設的事務隔離級別是repeatable read，在rr中innodb行鎖預設使用next-key lock。只有當查詢的索引時唯一索引時，innodb會對next-key lock進行優化，將其降級為record lock，即僅鎖住單條索引本身而不是範圍。
當查詢的索引為輔助索引時，innodb會使用next-key lock加鎖。
5.mvcc
多版本併發控制，不加鎖的情況下支援併發查詢提高併發度。
在read committed和repeatable read隔離級別下有不同的表現。
innodb中每一行有三個隱藏列，data_trx_id表示最近修改該行資料的事務id，data_roll_ptr表示指向該行undolog段段指標，deleted_bit標記該列是否被刪除，mvcc就是通過這三個隱藏列實現。
read committed隔離級別下，每次查詢得到的是當前已經提交的資料。repeatable read級別下，查詢得到的是事務開始前的資料。
怎麼實現的？
核心內容：事務版本號，表的隱藏列，undo log和read view。通過讀取undo log的歷史版本資料，來實現不同事務擁有自己獨立的快照資料版本。
主要過程：獲得事務版本號；獲取乙個read view；查詢到資料，與read view事務版本號進行批評；不符合read view規則的從undolog裡獲取歷史版本資料；返回符合規則的資料。
read view，每個sql執行前，都會得到乙個read_view，主要儲存了當前資料庫系統中正處於活躍（沒有commit）的事務id號。
不同隔離級別下，根據不同的條件匹配read view。
rc隔離級別下，同乙個事務裡的每一次查詢都會獲得乙個新的read view副本，這樣既可能造成同乙個事務裡前後讀取資料可能不一致問題（重複讀）。
rr級別下，乙個事務裡只會獲取一次read view副本，從而保證每次查詢的資料都是不一致的。read uncommitted級別下，事務不會獲取read view副本。
事務版本號，事務開始前都會從資料庫獲取乙個自增長的事務id，可以根據事務id判斷事務的執行先後順序。
5.phantom problem幻讀問題
解決：mvcc+next-key lock？為什麼mvcc不夠？
什麼是phantom problem？
rr隔離級別下，全部使用快照讀不會存在幻讀問題，但是快照讀和當前讀混用時會存在幻讀問題，因此需要間隙鎖機制。
例項如下：
a. 事務a執行select * from t where id>3 返回id=3和4兩條記錄；
b. 事務b插入了一條id=5的資料並commit；
c.事務a執行select * from t where id>3 得到3、4兩條記錄；
d. 事務a執行update t set name='..' where id>3 更新三條記錄;
e. 事務a再次執行select * from t where id>3 得到3、4、5三條記錄。
b中插入id=5的資料，在d中是可見的，因為update中使用當前讀讀取最新commit的資料，如果不使用當前讀會有資料覆蓋問題。
因為事務a在d中對id=5的資料進行了更新，因此a中快照進行了更新，e中可以查詢到5這條記錄。
事務a中快照讀和當前讀混用，導致了幻讀問題。
如果都使用當前讀即a中使用select for update，則b中插入操作會阻塞，a中的update和select都始終只會影響兩條記錄。當前讀使用了間隙鎖，因此會阻塞b中操作。
快照讀和當前讀
快照讀是，讀取資料時，不讀取最新版本資料，而是基於歷史版本讀取的乙個快照資訊（innodb基於undo log歷史版本），快照讀可以使用普通的select讀取資料不用對錶資料進行加鎖。
當前讀是，讀取最新的資料，需要對資料加鎖。update、delete、insert、select ... lock in share mode和select ... for update 為當前讀。rc隔離級別下，只加record lock，而在rr下加record lock。
6.參考
《mysql內幕：innodb儲存引擎》-- 大名鼎鼎，但是很多東西講的不清楚，遺憾。
意向鎖各種鎖，幻讀
Mysql innodb引擎（二）鎖
專案 isixsx is相容 相容相容 不相容ix 相容相容 不相容不相容s相容 不相容相容 不相容x 不相容不相容 不相容不相容 是指 innodb 通過多版本控制的方式來讀取當前執行時間資料庫中的資料。如果，讀取的時候行正好在執行 delete 或 update 的排他操作，那讀取操作不會等待，...
MYSQL InnoDB儲存引擎 鎖
目錄 鎖的型別 行級鎖 意向鎖 一種表級鎖 一致性非鎖定讀 innodb儲存引擎的預設設定 行鎖的3種演算法 死鎖 innodb儲存引擎實現了如下兩種標準的行級鎖 1 共享鎖 s lock 允許事務讀一行資料。select column from table lock in share mode 2...
MySQL InnoDB儲存引擎 之 鎖
mysql innodb儲存引擎有七種鎖 1.自增鎖 auto inc locks 1.1 自增實現 在innodb儲存引擎記憶體結構中，對每個含有自增值的表都有乙個自增長計數器，當對其進行插入操作時，計數器會被初始化，執行如下語句得到計數器值 select max auto inc col fro...