内容简介：我们通常讲的MySQL的“锁”，一般就是说的lock。
latch 在 MySQL 中是用来保证并发多线程操作操作临界资源的 锁 ，锁定的对象线程，是和咱们使用的 Java 等传统语言中的锁意义相近，而且没有死锁检测的机制。
lock
lock 是MySQL中在事务中使用的 锁 ，锁定的对象是事务，来锁定数据库中表、页、行；通常只有在事务commit或者rollback后进行释放。lock是有死锁机制的，当出现死锁时，lock有死锁机制来解决死锁问题：超时时间(参数 innodb_lock_wait_timeout )、 wait-for graph 。
我们通常讲的MySQL的“锁”，一般就是说的lock。
以下就是InnoDB中“锁”的大分类：
lock的种类
MySQL Lock大体上可以分为：表锁、行锁、意向锁三种。
共享/排他锁
行锁分为： S Lock 和 X Lock 。 S Lock ：读锁； X Lock ：写锁。
两锁之间的兼容性如下。
X S X 不兼容 不兼容 S 不兼容 不兼容
简单总结为： 读锁可以读，读锁不可写；写锁不可读也tm不可写。
意向锁
InnoDB支持多粒度的锁，即：允许表锁和行锁同时存在。
但是，假如表锁覆盖了行锁的数据，所以表锁和行锁也会产生冲突。如:
trx1 BEGI trx1 给 T1 加X锁修改数据。 trx2 BEGIN trx2 给 T1 加表锁修改表结构
这样，表锁和行锁之间就产生了冲突，为了解决这种表锁和行锁共存的问题，就产生了 意向锁 这个东西。
意向锁：从字面意思也很好理解，就是提前表明一个“意向”。
意向锁分为：
-
意向共享锁。它预示着，事务有意向对表中的”某些行”加S锁。select xxxx lock in share mode，要设置IS锁。 -
意向排他锁。它预示着，事务有意向表中的“某些行”加X锁。select xxx for update，要设置IX锁。
但意向锁仅仅是表明意向，它其实非常弱，意向锁之间可以相互并行，并不是排斥的：
意向锁之间的兼容性问题：
IS IX IS 兼容 兼容 IX 兼容 兼容
但是，意向锁可以和行锁互斥。
S X IS 兼容 互斥不兼容 IX 互斥不兼容 互斥不兼容
于是，上述现象就变为了：
trx1 BEGIN trx1 给 T1 先加IX ，然后在某一行记录加X锁。 trx2 BEGIN trx2 给 T1 加表锁（事务被阻塞，等待加锁成功) trx2 修改表结构
主键自增锁
自增锁( auto-inc Locks )是一种特殊的表级锁，专门针对事务插入 AUTO_INCREMENT 类型的列，往往就是主键列。可以保证主键的值自增是“原子操作”，不会出现一致性、唯一性问题。
行锁的具体分类
InnoDB存储引擎有以上3种行锁算法。以上3种，都是实现在索引上的。
记录锁(Record Lock)
记录锁(Record Lock)总是会去锁住索引记录。
假如没有任何一个索引，那么InnoDB会锁住隐形创建的那个主键。
注意：这里锁的是索引，不一定只是主键索引哦，还可能是二级普通索引。
间隙锁(Gap Lock)
顾名思义，它会封锁索引记录中的“缝隙”，让制其他事务在“缝隙”中插入数据。
它锁定的是一个不包含索引本身的范围。
例如以下索引数据：
间隙锁(Gap Lock) 可以锁的将是以下范围
具体的范围还要根据查询条件不同而定。
间隙锁开启的事务隔离级别是 Repeatable Read ，如果把数据库事务级别降为 Read Committed (默认是 Repeatable Read )，间隙锁则会自动失效。
临键锁(Next-Key Lock)
Next-Key Lock 可以说是记录锁( Record Lock )和间隙锁（ Gap Lock ）的组合，既封锁了”缝隙”，又封锁了索引本身。
还是上面的索引数据：
临键锁(Next-Key Lock) 锁住的范围将是:
Next-key Lock 在索引具有唯一性的时候，例如主键索引的数据，将会降级为 记录锁(Read Lock) ，以增加并发性。
例如:
T1 T2
BEGIN; |
select * From T |
where id = 5 for update |
---------------------------------------------------------------
| BEGIN;
| Insert into t (4, xx);
---------------------------------------------------------------
| COMMIT
|
----------------------------------------------------------------
COMMIT |
|
|
-----------------------------------------------------------------
以上情况，就会把 Next-key Lock 降级为 记录锁(Read Lock)
再谈不可重复读( No Reaptable Read )和幻读( Phantom Problem )
有些很权威的书中认为这俩是同一个概念，例如:<<MySQL技术内幕 InnoDB存储引擎>>。
但是就目前网络上的众多总结和个人看法，认为区别如下：
不可重复读 ：修改。在同一个事务中，主要是说多次读取一条记录, 发现该记录中某些列值被修改过。
幻读 :增加或者删除。在同一个事务中，同一条完全相同的查询语句返回的结果集行数不同。
认真的说， 多版本并发控制 MVCC （读）和 临键锁 Next-Key Lock （写）共同解决了 幻读 问题。
关于MVCC的原理，就是每份数据会有快照，事务中读取数据(简单的 select xxx from ， select xx from xx for update 或者 select xx from xxx in share mode 不行)的时候，如果数据被锁住了，就读以前留下的快照数据。在此不过多赘述了。
以下为多版本并发控制原理图
MVCC 只在 Read Committed 和 Repeatable Read 下会开启。但是在这两种隔离级别下对于快照指定的数据定义不同。
在 Read Committed 下， MVCC 读取的是被锁定数据的最新的一份数据。
在 Repeatable Read 下， MVCC 读取的是事务刚开始时候的数据。
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