为什么需要引入锁
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的一种机制，在并发事务下保证数据的正确和唯一性。
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锁在 MySQL 中是非常重要的一部分，对 MySQL 的数据访问并发有着举足轻重的影响
MySQL中的锁是在服务器层或存储引擎层实现的，不同的存储引擎的锁机制也有较大的区别。
MySQL锁的实现
很多人都一样，在刚开始学习MySQL中锁的时候，网上一查出来一堆，什么表锁、行锁、读锁、写锁、悲观锁、乐观锁等等等，直接整个人就懵了。
本文我们将以锁粒度的角度去看MySQL锁的分类情况
没事，先看看小许归纳的锁知识大纲，先对锁的位置和锁归属的存储引擎有个前置了解！
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全局锁
全局锁就是对整个数据库实例加锁，MySQL有个全局读锁的命令如下：
flush tables with read lock(FTWRL)执行后，整个数据库就处于只读状态（不能写入） 了，这个时候其他线程执行数据更新语句（数据的增删改），数据定义语句（建表、修改表结构等）等，都会被阻塞。
解锁命令：
unlock tables使用场景举例：
主要应用于做全库逻辑备份，原理也很简单在全局锁期间数据或表结构不会被更新，备份后文件的数据与预期也就一样了。
当时加上全局锁，意味着整个数据库都是只读状态，如果备份时间过长就导致其他
Mysql中数据备份使用的命令是mysqldump命令
当使用参数-single-transaction的时候，导出数据之前就会启动一个事务，来确保拿到一致性视图，而由于MVCC的支持，这个过程中数据是可以正常更新的，因为读取的数据在更新前已确认。
页锁
页级锁是 MySQL 中比较独特的一种锁定级别，主要应用于 BDB 存储引擎，我们实际中基本上用的是InnoDB引擎，这里对页锁就不多展开了。
表锁
MyISAM和InnoDB都支持表级锁，但是InnoDB默认的是行级锁。
表锁下面又分了以下四种
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表锁
顾名思义，就是直接对表进行加锁，可以使用下面命令：
//加读锁
lock tables table_name read;
//加写锁
lock tables table_name write;
// 释放当前会话的所有表锁
unlock tables如果加的是写锁，当对表进行写操作时也会被阻塞，直到写锁被释放。
不过尽量避免在使用 InnoDB 引擎的表使用表锁，因为表锁的颗粒度太大，会影响并发性能。
元数据锁
MySQL5.5引入了元数据锁（meta data lock - MDL），它不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。
- • 对表数据进行 CRUD 操作时，加 MDL 读锁
- • 对表结构变更操作的时候，加 MDL 写锁
既然是自动加锁，那释放也是自动的！
事务执行期间，MDL 是一直持有的， 在事务提交后MDL才会释放。
意向锁（Intention Lock）
意向锁主要是在对数据表的行记录加共享锁(S锁)、独占锁(X锁)之前，需要先在表级别加上一个意向锁。
在InnoDB引擎中，当执行查询操作，需要先对表加上「意向共享锁」，然后对该记录加【共享锁】
意向锁有两种类型：
意向共享锁（IS锁）：一个事务给一个数据行加共享锁时，必须先获得表的意向共享锁
意向独占锁（IX锁）: 一个事务给一个数据行加独占锁时，必须先获得表的意向独占锁
为什么需要先加意向锁？
意向锁的目的是更加快速的判断数据表表里是否有记录被加锁。
比如我们要加【独占表锁】，先在表级别加了【意向独占锁】，那么在加【独占锁】时，直接查该表是否有意向独占锁，如果有就表示表记录存在独占锁，这样就不用去遍历表记录去查看行记录是否存在独占锁了。
加锁命令如下：
//加上意向共享锁，然后对读取的记录加共享锁
select ... lock in share mode;
//先表上加上意向独占锁，然后对读取的记录加独占锁
select ... for update;AUTO-INC锁
字面意思是用来控制自动自增的锁？
是的，一般来说我们会在表中设置一个字段声明 AUTO_INCREMENT 的自增ID字段。
AUTO-INC锁在自增字段起了个什么作用呢？
当使用INSERT语句插入一条新记录时，MySQL会自动为自增字段加锁，防止其他并发的插入操作同时获取相同的自增值。
其他事务要等待，直到执行完插入语句之后才会释放锁。
这就保证了数据表的 AUTO_INCREMENT 字段的值是连续递增。
好吧，原来这个AUTO_INC锁的作用是这样的，以前我还一直不知道呢！
👉 AUTO-INC锁有什么问题？
大批量数据在一条语句中插入时(INSERT SELECT )，会带来一些性能上的影响，从而阻塞其他事务的插入操作！
🚩 MySQL是如何进行AUTO-INC锁性能优化的？
MYSQL 5.1.22版本开始，InnoDB存储引擎使用一种轻量级互斥锁(Mutex)来控制自增列增长
通过参数innodb_autoinc_lock_mode来控制 可以设定3个值分别是0，1，2
- • 0：traditional 每次insert都采用 AUTO-INC 锁，语句执行结束后才释放锁，但并发能力较弱
- • 1：consecutive 对于SIMPLE INSERT，使用轻量级互斥锁，对于BULK INSERT，使用AUTO-inc locking
- • 2：interleaved 采用轻量级锁，申请自增主键后就释放锁，但可能会造成insert分配的id顺序不一致
🚩 一个事务中存在多个insert语句，auto-inc锁是如何申请的？
自增锁跟事务无关，即使多个insert语句在同一个十五中，每个insert还是都会申请罪行的自增锁。
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行锁
顾名思义，行锁就是给数据库表中每行数据加锁，行锁是加在索引上的
比如某个表中id字段是主键，如果给id=2这条记录加锁，那这把锁是加在主键索引(聚簇索引)上的
行锁使用分类
我们讲表锁的时候说到了意向锁，在对数据表的行记录加共享锁(S锁)、独占锁(X锁)之前，需要先在表级别加上一个意向锁 。
InnoDB 行级锁按照使用方式分为：共享锁（S锁）、排它锁（X锁）
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读锁会阻塞写(X)，但是不会堵塞读(S)，而写锁则会把读(S)和写(X)都堵塞
对于普通 select 语句，innodb 不会加任何锁。如果想在select操作的时候加上 S锁 或者 X锁，需要我们手动加锁。
//查询记录加共享锁
select ... lock in share mode;
//查询记录加独占锁
select ... for update;InnoDB 在RR(MySQL默认隔离级别) ，对于 update、delete 和 insert 语句， 会自动给涉及的数据集加排它锁（X）
InnoDB支持3种行锁的算法，分别是：
- • Record Lock： 单个行记录上的锁
• Gap Lock： 间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身
• Next-Key Lock： Gap Lock与Record Lock的结合，锁定一个范围，并且锁定记录本身
我们在分析行锁三种算法是要结合存在共享锁（S）和排他锁（X）场景，我们接着看这三种
记录锁 Record Lock
Record Lock 称为记录锁，锁住的是一条记录
SELECT * FROM `demo` WHERE `id`= 23 FOR UPDATE;上面SQL在 id = 23 的记录上加上记录锁（X锁），这样其他事务就无法插入，更新，删除 id=23 这一行。
下面SQL是对主键索引 与 唯一索引 对数据行进行 UPDATE 操作时，也会对该行数据加记录锁：
UPDATE demo SET name = 'xiaoxu' WHERE id = 23;记录锁是锁住记录，锁住索引记录，而不是真正的数据记录。
🚩 表中没有建索引怎么办？
即使该表上没有任何索引，那么innodb会在后台创建一个隐藏的聚集主键索引，那么锁住的就是这个隐藏的聚集主键索引。
间隙锁 GAP Lock
间隙锁 是 InnoDB 在 RR(可重复读) 隔离级别 下为了解决幻读问题时引入的锁机制。
Tips：使用间隙锁GAP Lock锁住的是一个区间，而不仅仅是这个区间中的每一条数据
SELECT * FROM demo WHERE id > 23 and id < 25 FOR UPDATE上面语句对id范围（23, 25）的数据行加间隙锁锁，此时就无法插入id= 24的数据
临键锁 Next-Key Lock
Next-key Lock 临键锁是记录锁和间隙锁的组合，锁的范围是左开右闭区间的数据（即在某条记录以及这条记录前面间隙上的锁）。
InnoDB是使用Next-Key Lock来解决幻读问题的，在数据行上的非唯一索引列上都会存在一把临键锁。
注意：临键锁只与 非唯一索引列 有关，在 唯一索引列（包括主键列）上不存在临键锁。
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上面表结构中age字段为普通索引
-- 事务A 更新age=24的记录
UPDATE demo SET name = Vladimir WHERE age = 24;
-- 事务B 执行插入
INSERT INTO demo VALUES(100, 26, 'xiaoxu');事务 A 在对 age 为 24 的列进行 UPDATE 操作的同时，也获取了 (24, 26] 这个区间内的临键锁，所以此时事务B会被阻塞。
问题
临键锁 Next-Key Lock如何降级？
细心的朋友会发现开头的题纲中有一个降级的指向，那么是在什么情况下发生降级的呢？
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在能使用记录锁或者间隙锁就能避免幻读现象的场景下， next-key lock 就会退化成记录锁或间隙锁。
有以下场景：
唯一索引等值查询：
1.当查询的记录是存在的，next-key lock 会退化成【记录锁】 2.当查询的记录是不存在的，next-key lock 会退化成【间隙锁】
非唯一索引等值查询：
1.当查询的记录存在时，除了会加 next-key lock 外，还额外加间隙锁，也就是会加两把锁。
2.当查询的记录不存在时，只会加 next-key lock，然后会退化为间隙锁，也就是只会加一把锁。
