结合之前了解到的事务隔离机制，本文主要讲述加锁的细节：
基础知识
锁的类型
共享锁(读锁、S锁)
上了该锁，并不影响其它事务的读取，而无法修改。
排他锁(写锁、X锁)
某一事务对某行数据上了排他锁，其它事务无法读写该行数据。
意向共享锁(IS锁)
一个事务在获取（任何一行/或者全表）S锁之前，一定会先在所在的表上加IS锁。
意向排他锁(IX锁)
一个事务在获取（任何一行/或者全表）X锁之前，一定会先在所在的表上加IX锁。
Q：意向锁有什么用呢？
[InnoDB 的意向锁有什么作用？](InnoDB 的意向锁有什么作用？ - 发条地精的回答 - 知乎
https://www.zhihu.com/question/51513268/answer/127777478)
想象这样的一个场景：事务A给某行加上了读锁，那么其它事务只可以读，无法写；事务B需要向数据库申请一个整个表的写锁，此时数据库需要判断表里是否存在已经被加锁的数据行，来决定此时事务B加锁的成功与否，拒绝加锁的话，需要阻塞事务B。但是其中有一个问题:数据库需要遍历判断每一行是否没有被锁，效率不高。
意向锁就是解决这个问题，数据去判断下是否存在意向锁，有意向共享锁则说明行级锁的存在或者即将有行级锁的存在，因而无需遍历整个表。
注意的是：IX，IS是表级锁，不会和行级的X，S锁发生冲突。只会和表级的X，S发生冲突。
锁的范围
Record Locks：行锁，是对索引进行加锁，而非对具体数据行加锁。
Gap Locks：间隙锁，对索引的间隙加锁，但不包括记录本身，防止其他事务插入数据，只存在于RR和Serializable。
Next-Key Locks：锁定一个范围，并且锁定记录本身。相当于Record Locks+Gap Locks的组合
加锁条件下（for update/lock in share mode）补充：
如果条件没有走索引的话，会进行全表扫描，表锁
* 表锁其实就是利用了**Next-Key Locks**（Record Locks+Gap Locks）若走了非唯一索引，则是Gap Lock或者Next-Key Lock。
* 如果写入的数据行，是表中不存在的，只能加Gap Locks，因为没有这行数据，无法加行锁，所以是个开区间。- 如果数据行没有主键，数据则根据隐藏的Rowid(自增)排序。
若走了唯一索引，则是Record Locks。
上述说的是RR和Serializable中成立，若RU和RC，没有间隙锁，无论条件列
快照读和当前读
快照读
select * from table where id = ?;读的是数据库记录的快照版本，是不加锁的。
- Seralizable是加锁的
当前读
select * from table where id = ? lock in share mode; 读加上共享锁（S锁）
select * from table where id = ? for update 读加上排他锁（X锁）
Innodb索引
主键索引是构建的一棵聚簇索引的B+树
• 聚簇索引的叶子节点为磁盘上的真实数据。非聚簇索引的叶子节点还是索引，指向聚簇索引B+树。
• innodb一定存在聚簇索引，因此行锁最终都会落到聚簇索引上！
• RR/Serializable+条件列是非聚簇索引
○ 非聚簇索引是非唯一索引的情况，他和唯一索引的区别就是通过索引进行精确查询以后，不仅存在record lock，还存在gap lock。
○ 通过唯一索引进行精确查询后，只存在record lock，不存在gap lock。
加锁实例
- RR级别，条件列是精确，则快照读
- RR级别，条件列是精确非唯一索引且加锁，则当前读，聚簇索引上加S锁，非聚簇索引上根据前面锁的类型加锁；并加上gap 锁。
- RR级别，条件列是精确唯一索引且加锁，则当前读，聚簇索引上根据前面锁的类型加锁。
- RR级别，非精确索引（>,<）加锁，不管条件列是唯一索引还是非唯一索引都要gap锁，非唯一索引还需要对聚簇索引上S锁。
参考