以下内容来自于腾讯工程师joeycheng。
| 导语有一道关于数据库锁的面试题，发现其实很多DBA包括工作好几年的DBA都答的不太好，说明MySQL锁的机制其实还是比较复杂，值得深入研究。本文对3条简单的查询语句加锁情况进行分析，彻底搞清楚加锁细节。
首先来看这个面试题： 已知表t是innodb引擘，有主键：id（int类型) ，下面3条语句是否加锁？加锁的话，是什么锁？ \1. select * from t where id=X; \2. begin;select * from t where id=X; \3. begin;select * from t where id=X for update;
这里其实有很多依赖条件，并不能一开始就给出一个很确定的答复。我们一层层展开来分析。
首先要知道MySQL有哪些锁，如上图所示，至少有12类锁（其中自增锁是事务向包含了AUTO_INCREMENT列的表中新增数据时会持有，predicate locks for spatial index 为空间索引专用，本文不讨论这2类锁）。
锁按粒度可分为分为全局，表级，行级3类。
对整个数据库实例加锁。 加锁表现：数据库处于只读状态，阻塞对数据的所有DML/DDL 加锁方式：Flush tables with read lock 释放锁：unlock tables(发生异常时会自动释放) 作用场景：全局锁主要用于做数据库实例的逻辑备份，与设置数据库只读命令set global readonly=true相比，全局锁在发生异常时会自动释放
对操作的整张表加锁， 锁定颗粒度大，资源消耗少，不会出现死锁，但会导致写入并发度低。具体又分为3类： 1）显式表锁：分为共享锁（S）和排他锁（X） 显示加锁方式：lock tables ... read/write 释放锁：unlock tables(连接中断也会自动释放) 2）Metadata-Lock（元数据锁）：MySQL5.5版本开始引入，主要功能是并发条件下，防止session1的查询事务未结束的情况下，session2对表结构进行修改，保护元数据的一致性。在session1持有 metadata-lock的情况下，session2处于等待状态：show processlist可见Waiting for table metadata lock。其具体加锁机制如下：
- DML->先加MDL 读锁（SHARED_READ，SHARED_WRITE）
- DDL->先加MDL 写锁（EXCLUSIVE）
- 读锁之间兼容
- 读写锁之间、写锁之间互斥
3）Intention Locks（意向锁）：意向锁为表锁（表示为IS或者IX），由存储引擎自己维护，用户无法干预。下面举一个例子说明其功能： 假设有2个事务：T1和T2 T1: 锁住表中的一行，只能读不能写（行级读锁）。 T2: 申请整个表的写锁（表级写锁）。 如T2申请成功，则能任意修改表中的一行，但这与T1持有的行锁是冲突的。故数据库应识别这种冲突，让T2的锁申请被阻塞，直到T1释放行锁。 有2种方法可以实现冲突检测： \1. 判断表是否已被其它事务用表锁锁住。 \2. 判断表中的每一行是否已被行锁锁住。 其中2需要遍历整个表，效率太低。因此innodb使用意向锁来解决这个问题： T1需要先申请表的意向共享锁（IS），成功后再申请某一行的记录锁S。 在意向锁存在的情况下，上面的判断可以改为： T2发现表上有意向共享锁IS，因此申请表的写锁被阻塞。
1.3 行锁
InnoDB引擘支持行级别锁，行锁粒度小，并发度高，但加锁开销大，也可能会出现死锁。 加锁机制：innodb行锁锁住的是索引页，回表时，主键的聚簇索引也会加上锁。
行锁具体类别如上图所示，包括：Record lock/Gap Locks/Next-Key Locks，每类又可分为共享锁（S）或者排它锁（X），一共2*3=6类，最后还有1类插入意向锁： **Record lock（记录锁）：**最简单的行锁，仅仅锁住一行。记录锁永远都是加在索引上的，即使一个表没有索引，InnoDB也会隐式的创建一个索引，并使用这个索引实施记录锁。 Gap Locks（间隙锁）：加在两个索引值之间的锁，或者加在第一个索引值之前，或最后一个索引值之后的间隙。使用间隙锁锁住的是一个区间，而不仅仅是这个区间中的每一条数据。间隙锁只阻止其他事务插入到间隙中，不阻止其它事务在同一个间隙上获得间隙锁，所以 gap x lock 和 gap s lock 有相同的作用。它是一个左开右开区间：如（1，3） Next-Key Locks：记录锁和间隙锁的组合，它指的是加在某条记录以及这条记录前面间隙上的锁。它是一个左开右闭区间：如（1，3】 Insert Intention（插入意向锁）：该锁只会出现在insert操作执行前（并不是所有insert操作都会出现），目的是为了提高并发插入能力。它在插入一行记录操作之前设置一种特殊的间隙锁，多个事务在相同的索引间隙插入时，如果不是插入间隙中相同的位置就不需要互相等待。
TIPS:
1.不存在unlock tables … read/write，只有unlock tables 2.If a session begins a transaction, an implicit UNLOCK TABLES is performed
引入意向锁后，表锁之间的兼容性情况如下表：
总结：
- 意向锁之间都兼容
- X,IX和其它都不兼容（除了1）
- S,IS和其它都兼容（除了1,2）
- MySQL 5.6.16版本之前，需要建立一张特殊表innodb_lock_monitor，然后使用show engine innodb status查看
CREATE TABLE innodb_lock_monitor (a INT) ENGINE=INNODB;
DROP TABLE innodb_lock_monitor;
- MySQL 5.6.16版本之后，修改系统参数innodb_status_output后，使用show engine innodb status查看
set GLOBAL innodb_status_output=ON;
set GLOBAL innodb_status_output_locks=ON;
每15秒输出一次INNODB运行状态信息到错误日志
- MySQL5.7版本之后
可以通过information_schema.innodb_locks查看事务的锁情况，但只能看到阻塞事务的锁；如果事务并未被阻塞，则在该表中看不到该事务的锁情况
- MySQL8.0
删除information_schema.innodb_locks，添加performance_schema.data_locks，即使事务并未被阻塞，依然可以看到事务所持有的锁，同时通过performance_schema.table_handles、performance_schema.metadata_locks可以非常方便的看到元数据锁等表锁。
该表包含一个主键，一个唯一键和一个非唯一键：
CREATE TABLE t (
id int(11) NOT NULL,
a int(11) DEFAULT NULL,
b int(11) DEFAULT NULL,
c varchar(10),
PRIMARY KEY (id),
unique KEY a (a),
key b(b))
ENGINE=InnoDB;
insert into t values(1,10,100,'a'),(3,30,300,'c'),(5,50,500,'e');
对于innodb引擘来说，加锁的2个决定因素：
1）当前的事务隔离级别 2）当前记录是否存在
假设id为3的记录存在，则在不同的4个隔离级别下3个语句的加锁情况汇总如下表(select 3表示 select * from t where id=3)：
| 隔离级别 | select 3 | begin;select 3 | begin;select 3 for update |
|---|---|---|---|
| RU | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
| RC | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
| RR | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
| Serial | 无 | SHARED_READISS,REC_NOT_GAP：1 | SHARED_WRITEIXX,REC_NOT_GAP：3 |
分析：
- 使用以下语句在4种隔离级别之间切换： set global transaction_isolation='READ-UNCOMMITTED'; set global transaction_isolation='READ-COMMITTED'; set global transaction_isolation='REPEATABLE-READ'; set global transaction_isolation='Serializable';
- 对于auto commit=true，select 没有显式开启事务（begin）的语句，元数据锁和行锁都不加，是真的“读不加锁”
- 对于begin; select ... where id=3这种只读事务，会加元数据锁SHARED_READ，防止事务执行期间表结构变化，查询performance_schema.metadata_locks表可见此锁：
4.对于begin; select ... where id=3这种只读事务，MySQL在RC和RR隔离级别下，使用MVCC快照读，不加行锁，但在Serial隔离级别下，读写互斥，会加意向共享锁（表锁）和共享记录锁（行锁）
5.对于begin; select ... where id=3 for update，会加元数据锁SHARED_WRITE
6.对于begin; select ... where id=3 or update，4种隔离级别都会加意向排它锁（表锁）和排它记录锁（行锁）,查询performance_schema.data_locks可见此2类锁
6 记录不存在时的加锁
| 隔离级别 | select 2 | begin;select 2 | begin;select 2 for update |
|---|---|---|---|
| RU | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIX |
| RC | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIX |
| RR | 无 | SHARED_READ | SHARED_WRITEIXX,GAP：3 |
| Serial | 无 | SHARED_READISS,GAP：3 | SHARED_WRITEIXX,GAP：3 |
分析：
- 当记录不存在的时候，RU和RC隔离级别只有意向锁，没有行锁了
- RR，Serial隔离级别下，记录锁变成了**Gap Locks（间隙锁），可以防止幻读，**lock_data为3的GAP lock锁住区间（1，3），此时ID=2的记录插入会被阻塞。
那么对于主键范围查询，唯一键查询，非唯一键查询，在不同隔离级别下又是如何加锁的呢？ 《从一道数据库面试题彻谈MySQL加锁机制（下）》再做分享。
原文作者：鹅厂架构师