MySQL InnoDB锁介绍及不同SQL语句分别加什么样的锁

当我们说到共享锁(S锁)或排它锁(X锁)时，一样平常是指行上的共享锁可能行上的排它锁。必要留意的是，表锁也存在共享锁和排它锁，即表上的S锁和表上的X锁，表上的锁除了这两种之外，还包罗下面将会提到的意向共享锁(Shard Intention Locks)即IS锁、意向排它锁(Exclusive Intention Locks)即IX锁。表上的锁，除了这四种之外，尚有其他范例的锁，这些锁都是在会见表的元信息时会用到的(create table/alter table/drop table等)，本文不接头这些锁，具体可见：常用SQL语句的MDL加锁源码说明。

数据行r上共享锁(S锁)和排它锁(X锁)的兼容性如下：

假设T1持稀有据行r上的S锁，则当T2哀求r上的锁时：

1. T2哀求r上的S锁，则，T2当即得到S锁。T1和T2同时都持有r上的S锁。
2. T2哀求r上的X锁，则，T2无法得到X锁。T2必必要守候直到T1开释r上的S锁。

假设T1持有r上的X锁，则当T2哀求r上的锁时：

T2哀求r上的任何范例的锁时，T2都无法得到锁，此时，T2必必要守候直到T1开释r上的X锁

2、 意向锁(Intention Locks)

表锁。寄义是已经持有了表锁，稍候将获取该表上某个/些行的行锁。有shard或exclusive两种模式。

LOCK_MODE别离是：IS或IX。

意向锁用来锁定层级数据布局，获取子层级的锁之前，必需先获取到父层级的锁。可以这么看InnoB的层级布局：InnoDB全部数据是schema的荟萃，schema是表的荟萃，表是行的荟萃。意向锁就是获取子层级(数据行)的锁之前，必要起首获取到父层级(表)的锁。

意向锁的目标是奉告其他事宜，某事宜已经锁定了或即将锁定某个/些数据行。事宜在获取行锁之前，起主要获取到意向锁，即：

1. 事宜在获取行上的S锁之前，事宜必需起首获取 表上的 IS锁或表上的更强的锁。
2. 事宜在获取行上的X锁之前，事宜必需起首获取 表上的 IX锁。

事宜哀求锁时，假如所哀求的锁 与 已存在的锁兼容，则该事宜 可以乐成得到 所哀求的锁;假如所哀求的锁 与 已存在的锁斗嘴，则该事宜 无法得到 所哀求的锁。

表级锁(table-level lock)的兼容性矩阵如下：

对付上面的兼容性矩阵，必然留意两点：

1. 在上面的兼容性矩阵中，S是表的(不是行的)共享锁，X是表的(不是行的)排它锁。
2. 意向锁IS和IX 和任何行锁 都兼容(即：和行的X锁或行的S锁都兼容)。

以是，意向锁只会阻塞 全表哀求(譬喻：LOCK TABLES ... WRITE)，不会阻塞其他任何对象。由于LOCK TABLES ... WRITE必要配置X表锁，这会被意向锁IS或IX所阻塞。

InnoDB应承表锁和行锁共存，行使意向锁来支持多粒度锁(multiple granularity locking)。意向锁怎样支持多粒度锁呢，我们举譬喻下

T1: SELECT * FROM t1 WHERE i=1 FOR UPDATE;

T2: LOCK TABLE t1 WRITE;

T1执行时，必要获取i=1的行的X锁，但，T1获取行锁前，T1必需先要获取t1表的IX锁，不存在斗嘴，于是T1乐成得到了t1表的IX锁，然后，又乐成得到了i=1的行的X锁;T2执行时，必要获取t1表的X锁，但，T2发明，t1表上已经被配置了IX锁，因此，T2被阻塞(由于表的X锁和表的IX锁不兼容)。

假设不存在意向锁，则：

T1执行时，必要获取i=1的行的X锁(不必要获取t1表的意向锁了);T2执行时，必要获取t1表的X锁，T2可否获取到T1表的X锁呢?T2无法当即知道，T2不得不遍历表t1的每一个数据腥傩已查，是否某个行上已存在的锁和本身即将配置的t1表的X锁斗嘴，这种的判定要领服从其实不高，由于必要遍历整个表。

以是，行使意向锁，实现了“表锁是否斗嘴”的快速判定。意向锁就是和谐行锁和表锁之间的相关的，可能也可以说，意向锁是和谐表上面的读写锁和行上面的读写锁(也就是差异粒度的锁)之间的相关的。

3、 索引记录锁(Record Locks)

也就是所谓的行锁，锁定的是索引记录。行锁就是索引记录锁，所谓的“锁定某个行”或“在某个行上配置锁”，着实就是在某个索引的特定索引记录(或称索引条目、索引项、索引进口)上配置锁。有shard或exclusive两种模式。

LOCK_MODE别离是：S,REC_NOT_GAP或X,REC_NOT_GAP。

行锁就是索引记录锁，索引记录锁老是锁定索引记录，纵然表上并未界说索引。表未界说索引时，InnoDB自动建设潜匿的聚积索引(索引名字是GEN_CLUST_INDEX)，行使该索引执行record lock。

4、 间隙锁(Gap Locks)

索引记录之间的间隙上的锁，锁定尚未存在的记录，即索引记录之间的间隙。有shard或exclusive两种模式，但，两种模式没有任何区别，二者等价。

LOCK_MODE别离是：S,GAP或X,GAP。

gap lock可以共存(co-exist)。事宜T1持有某个间隙上的gap lock 并不能阻止 事宜T2同时持有 统一个间隙上的gap lock。shared gap lock和exclusive gap lock并没有任何的差异，它俩并不斗嘴，它俩执行同样的成果。

gap lock锁住的间隙可所以第一个索引记录前面的间隙，或相邻两条索引记录之间的间隙，或最后一个索引记录后头的间隙。

索引是B+树组织的，因此索引是从小到大按序分列的，在索引记录上查找给定记录时，InnoDB会在第一个不满意查询前提的记录上加gap lock，防备新的满意前提的记录插入。

（编辑：湖南网）

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