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？
select * from t where id=X;begin;select * from t where id=X;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。
01 MySQL 有哪些锁？
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。1.1 全局锁
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
1.2 表锁
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：
分为共享锁（S）和排他锁（X）
显式加锁方式：lock tables … read/write
释放锁：unlock tables(连接中断也会自动释放)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 proces slist 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 ）
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T2T1：锁住表中的一行，只能读不能写（行级读锁）。
T2：申请整个表地写锁（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。
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，因此申请表地写锁被阻塞。
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，主键地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 也会隐式地创建一个索引，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，不阻止其他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
02 锁的兼容情况
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）。
03 锁信息查看方式
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。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。
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 可以非常方便地看到元数据锁等表锁。04 测试环境搭建
4.1 建立测试表
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;
4.2 写入测试数据
insert into t values(1,10,100,'a'),(3,30,300,'c'),(5,50,500,'e');
05 记录存在时的加锁
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)：
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：
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）。对于begin; select … where id=3 for update，会加元数据锁SHARED_WRITE。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。06 记录不存在时的加锁
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？07 构造测试环境
该表包含一个主键，一个唯一键和一个非唯一键，有3条测试记录：
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');
08 主键范围读取
8.1 RR隔离级别
begin;select * from t where id>1 and id<7 for update;
- 原则3：RR 隔离级别为了防止幻读，存在间隙锁（GAP LOCK）。
- 原则4：加锁的基本单位是 next-key lock，next-key lock 是前开后闭区间。
所以加了3个 X 锁（锁定记录本身和之前的区间，等于间隙锁+行锁），分别锁定(1,3】，(3,5】，(5,+∞】区间。
说明：
InnoDB 给每个索引加了一个不存在的最大值 supremum，代表+∞
幻读：当某个事务在读取某个范围内的记录时，另一个事务又在该范围内插入了新的记录，当之前的事务再次读取该范围的记录时，会产生幻读。
09 唯一索引等值查询
9.1 RR隔离级别
begin;select * from t where a=30 for update;
- 原则1：innodb 行锁锁住的是索引页，回表时，主键地聚簇索引也会加上锁。
- 原则2：二级索引（非聚簇索引）的叶子节点包含了引用行的主键值。
- 原则3：索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock 退化为行锁。
所以加了2个记录锁，记录锁30，3代表锁定唯一索引 a 上的（id=3,a=30）这条记录，记录锁3代表锁定了主键上的 id=3 这条记录。9.2 RC隔离级别
begin;select * from t where a=30 for update;
对于该条语句，RC 隔离级别下加锁完全一样。
10 非唯一索引等值查询
10.1 RR隔离级别
begin;select * from t where b=300 for update;
原则：索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock 退化为间隙锁。所以对于非唯一索引 b，锁定了((b=100,id=1),(b=300,id=3)】区间和((b=300,id=3),(b=500,id=5))区间和主键上的 id=3。begin;select * from t where b=400 for update;
可以看到，查询得值 b=400不存在，但加锁情况和 b=300值存在的时候是一样的。
10.2 RC隔离级别
begin;select * from t where b=300 for update;
原则：读提交隔离级别 (read-committed) 只有行锁，没有间隙锁。
所以只锁定了锁引 b 上的 (b=300,id=3) 和主键上的 id=3。
begin;select * from t where b=400 for update;
因为 RC 隔离级别没有间隙锁，所以 b=400 值不存在的时候，只有IX意向排它锁。11 非唯一索引加覆盖索引
11.1 RR隔离级别
select id from t where b=300 lock in share mode;
原则：如果一个索引包含所有需要查询的字段的值，就是覆盖索引，对于二级索引来说，可以避免对主键索引的查询（回表）。因为二级索引 b 包括 (b,id)，所以主键索引上无锁。因为是 lock in share mode 所以加的是共享锁（S）和共享意向锁（IS）。12 无索引
begin;select * from t where c=’aa’ for update;
没有索引的时候，要全表扫描，有主键就扫主键。
所以锁定范围：(-∞,1]、(1,3]、(3,5]、(5,+supremum]，可以看出来把整张表都锁住了，所以对于实时业务一定要避免非索引查询。
13 总结
以上就是我们腾讯的工程师对于 MySQL 加锁机制的见解，希望对你有帮助。有不一样看法的同学们也可以在评论进行讨论噢。来源：本文转自公众号“腾讯云开发者”，点击查看原文。
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