锁用于控制对共享资源的并发访问 对于innodb来说，支持行锁 对于myisam，支持表锁 表锁一般ddl时会用到
锁概述
lock的对象是事务，用来锁定数据库的对象，表，页，行。一般是在事务的commit和rollback之后释放 innodb中锁有两种类型
- s锁（共享锁），允许事务读取一行数据
- x锁（排他锁），允许事务删除或更新一行数据
意向锁
InnoDB支持多粒度的锁定，这种锁定允许事务在行级锁上和表级锁上同时存在 为了支持这种操作，innodb支持一种额外的枷锁方式，成为意向锁
对于最细粒度进行上锁，首先需要对粗粒度的对象进行上锁，如果需要对行r上X锁，则需要对数据库A，表，页上意向所IX，然后再对行r上X锁
对于innodb来说，意向锁设计的比较简单，意向锁即是表锁。设计目的是为了在一个事务中揭示下一行将要被请求的锁类型
- 意向共享锁（IS lock）事务想要获得一张表中几行的共享锁
- 意向排它锁（IX lock）事务想要获得一张表中几行的排他锁
可以看到，意向锁和s和x锁都是兼容的，而只有s和IS锁之间兼容
IS和IX都是表级锁，对于行级锁的X和S锁并不会冲突，只会和表级的S和X锁冲突 而对于行级锁的S和X锁，还是按照基本的原则
意向锁的作用
- 如果不存在意向锁，加锁时需要便利所有行来判断是否会有冲突
- 存在意向锁时，只需要判断意向锁与枷锁的兼容性即可。因为存在意向锁代表有行级锁的存在
一致性非锁定读
多版本控制技术MVCC，innodb是基于undo log来实现的
对于read commited隔离级别，每行数据读的是最新版本的数据
而对于repetable read隔离级别，没行数据读的都是事务开始时数据版本数据
对于read commited隔离级别来说，违反了一致性准则
一致性锁定度
两种一致性锁定度的语句
- select * from A … for update 加X锁
- select * from A ,,, lock in share mode 加S锁 对于innodb，在没有引入next-key锁之前，即使加上以上语句，即使读取的行加了for update，其他的事务特使可以读取的
锁的算法
行锁的三种算法：
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record lock 单个记录的锁
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gap lock 间隙所，一个范围上的锁，但是不包括记录本身
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next-key lock gap lock+record lock锁，锁定一个范围，而且包括记录本身
next-key lock是为了解决幻读的问题
next-key 行为分析
- 当索引是唯一索引的情况下，next-key会被降级为record lock 例如表中存在1，2，5为主键，当查询5时，会把next-key锁降级为record lock，而不是锁住（2,5]
- 如果是辅助索引，情况则不一样
对于这个查询，由于b=3对于的主键索引来说是5，所以对于聚簇索引来说，只会在a=5加上record lock，但是对于辅助索引来说
会添加(1,3]的next-key lock， 需要特别注意的是，innodb还是会对（3，6）加上gap锁
此时，第一条会被阻塞，第二条会被阻塞，第三条不会被阻塞
从上面的例子可以看到，gap lock是为了阻止多个记录在同一个范围之内插入数据，从而引起幻读的问题
特别提醒的是，next-key lock降级为record lock仅仅存在于所有唯一索引列，如果是唯一索引是联合索引，则不会降级
幻读：指在同一事务下，连续两次执行同样的sql可能导致不同的结果，第二次可能返回之前不存在的行
锁问题
脏读
脏读指的是读到了未提交的数据，这一行为违反了事务的隔离性
不可重复读
不可重复读，一个事务进行中，另一个事物页访问该数据且做了相应的修改，并提交了事务。
这时第一个事务再去读数据时读到的数据是不一样的
不可重复读和脏读的区别是不可重复读读到的是已经提交的数据，而脏读读到的是未提交的数据
不可重复读违反了事物的一致性
不可重复读也叫做幻读
不可重复读解决
对于幻读，innodb的解决问题的方法是使用next-key lock锁，对于数据扫描时，会对范围加锁，在该范围内insert操作是不允许的
innodb默认隔离级别是repetable read
丢失更新
丢失更新是一个锁导致的问题，但是innodb的行锁或者意向锁会解决这个问题
阻塞
因为不同的锁的兼容性，某一时刻，一个资源被占用，另一个事务只能等待资源被释放后才能继续
该问题并不是坏事，因为他会保证事务的正常运行
死锁
死锁是指两个或两个以上事务在执行过程中，因争夺资源而造成的互相等待的现象
解决方法
最简单的解决方法就是超时