一、概述
锁是数据库系统区别于文件系统的一个重要特性，锁机制可以用来管理对并发资源的访问，因此有了锁之后极大地提升了读写数据。InnoDB存储引擎同时支持行锁和表锁。
二、InnoDB存储引擎中的锁
2.1 锁的类型
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S锁和X锁是行级别的锁
S锁：共享锁，事物获取了某行记录的S锁，就可以读取该行数据
X锁：排他锁，事物获取了某行记录的X锁，就可以修改或者删除该行数据。
S锁只和S锁兼容，X锁和任何锁都无法兼容。 -
意向锁
设计该锁的目的：为了InnoDB存储引擎支持行锁和表锁同时存在，提高性能而设计的。
我们看看没有意向锁的情况：事物A获取了某个表某行的X锁，现在事物B想要获取该表的表锁，这时候事物B就不得不去扫描整个表，看看是不是存在某个行记录已经被上了锁，如果上了锁，也就是锁冲突的话，事物B就必须等待阻塞。在没有意向锁的情况下，要获取表锁就必须扫描整个表，这样性能是非常差的。
有了意向锁的情况：事物A如果获取了某个行的X锁之前，会对整个表上IX锁，这样事物B想要获取该表的表锁的时候，发现该表已经上了IX锁，就不需要去扫描整个表来判断每个行是否有锁了，就可以直接阻塞等待。
此外，意向锁互相之间是兼容的，举个例子来说，多个事物想获取某个表的不同行的行锁，都要对该表上意向锁，意向锁之间不冲突，那么只要这些事物之间的行不同，就不会阻塞。
IS锁：意向共享锁
IX锁：意向排它锁
2.2 一致性非锁定读
一致性非锁定读就是说，读某个行记录不需要等待X锁的释放，也不会给这个行加S锁，这是通过MVCC（行多版本控制）来实现的，InnoDB在Commited Read和Repeatable Read的隔离级别中采用一致性非锁定读的方式实现并发读。
MVCC会给每一行数据保持多个版本的快照，快照就是行的历史版本的数据，这个是用undo段实现的，不会占用额外的空间。
在Commited Read隔离级别下，读的是最新的一份快照。
在Repeatable Read隔离级别下，读的是事物开始时的快照。
2.3 一致性锁定读
InnoDB存储引擎对SELECT语句支持两种一致性锁定读的操作。
SELECT … FOR UPDATE （X锁）
SELECT … LOCK IN SHARE MODE（S锁）
2.4 自增长与锁
2.5 外键和锁
三、锁的算法
四、锁的问题
- 脏读
在read uncommitted 的隔离级别下，事物A可以读取到事物B修改的但是未commit的记录 。 - 不可重复读
在read committed的隔离级别下，事物A先读一次记录 ，但未提交。然后事物B修改了该记录（可以修改的原因是MVCC导致事物A不会在读的时候上S锁），事物A再次读该记录，发现两次读取数据不一致，这就是不可重复读的问题。 - 丢失更新
（1）事物A修改行记录r，但未提交
（2）事物B修改行记录r，但未提交
（3）事物A提交
（4）事物B提交
InnoDB会用X锁来 解决这个问题，（2）会阻塞，因为（1）给行记录r上了X锁，（2）必须等待（1）和（3）完成才能继续。
但在现实中，可能会有一个逻辑意义上的丢失更新问题
看如下情况。
（1）用户A查看账户余额
（2）用户B查看同一个账户余额
（3）用户A修改了账户余额，更新数据库并提交。
（4）用户B修改了账户余额，更新数据库并提交。
这样就会导致（3）的修改被（4）覆盖掉了。
要解决这个问题，就必须让事物的操作变成串行化，而不是并行的操作。
也就是用户A查看账户余额那一步必须要上X锁，同样用户B查看账户余额也要上排他锁。
就用SELECT … FOR UPDATE来上排它锁就可以了。