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。

锁按粒度可分为全局、表级、行级，共3类。

对整个数据库实例加锁。

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：

1）显式表锁

分为共享锁（S）和排他锁（X）

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 proces slist 可见 Waiting for table metadata lock 。其具体加锁机制如下：

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

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：
 

其中方法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。

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：

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：

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。

MySQL 5.7 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。

MySQL 8.0

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 可以非常方便地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：

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)：

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：

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。

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？

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');

begin;

select * from t where id>1 and id<7 for update;

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：

begin;

select * from t where a=30 for update;

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。

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。

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。

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）。

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。