1 缘起
假设你想给别人说明，Mysql里面是有锁的，你会怎么做？
大多数人，都会开两个窗口，分别起两个事务，然后update同一条记录，在发起第二次update请求时，block，这样就说明这行记录被锁住了（如果是RR，那么锁住的不只是这行记录）：
2 禁锢
问题来了，貌似只有显式的开启一个事务，才会有锁，如果直接执行一条update语句，会不会加锁呢？
比如直接执行：
update t set c = c + 1 where id = 1;
这条语句，前面不加begin，不显式开启事务，那么Mysql会不会加锁呢？
直觉告诉你，会。
但是为什么要加锁？
给你五秒钟，说出答案。
...
学过多线程和并发的同学，都知道下面这段代码，如果不加锁，就会有灵异事件：
I++;
开启十个线程，执行1000次这段代码，最后i有极大可能性，会小于1000。
这时候，用Java的套路，加锁：
synchornize {
I++;
}
问题解决。
同理，对于数据库，你可以理解为i，就是数据库里的一行记录，i++这段代码，就是一条update语句，而多线程，对应的就是数据库里的多个事务。
既然对内存中i的操作需要加锁，保证并发安全，那么对数据库的记录进行修改，也必须加锁。
这道理很简单，但是很多人，未曾想过。
3 释然
为什么大家都喜欢用第一部分里的例子来演示Mysql锁？
因为开两个事务，会block，够直观。
那么问题又来了，为什么会block，或者说，为什么Mysql一定要等到commit了，才去释放锁？
执行完一条update语句，就把锁释放了，不行吗？
举个例子就知道Mysql为什么要这么干了：
一开始数据是：{id:1,c:1}
接着事务A通过select .. for update，进行当前读，查到了c=1
接着它继续去更新，把c更新成3，假设这时候，事务A执行完update语句后，就把锁释放了
那么就有了第4行，事务B过来更新，把c更新成4
结果到了第5行，事务A又来执行一次当前读，读到的c，竟然是4，明明我上一步才把c改成了3 ...
事务A不由的发出怒吼：我为什么会看到了我不该看，我也不想看的东西？！
事务B的修改，居然让事务A看到了，这明目张胆的违反了事务ACID中的I，Isolation，隔离性（事务提交之前，对其他事务不可见）。
所以，结论：Mysql为了满足事务的隔离性，必须在commit才释放锁。
4 自私的基因
有人说，如果我是读未提交（Read Uncommited）的隔离级别，可以读到对方未提交的东西，是不是就不需要满足隔离性，是不是就可以不用等到commit才释放锁了？
非也。
还是举例子：
事务A是Read Committed，事务B是Read Uncommitted；
事务B执行了一条update语句，把c更新成了3
假设事务B觉得自己是读未提交，就把锁释放了
那这时候事务A过来执行当前读，读到了c就是3
事务A读到了别的事务没有提交的东西，而事务A，还说自己是读已提交，真是讽刺
根因在于，事务B非常自私，他觉得自己是读未提交，就把锁释放了，结果让别人也被“读未提交”
显然，Mysql不允许这么自私的行为存在。
结论：就算你是读未提交，你也要等到commit了再释放锁。
5 海纳百川
都知道Mysql的行锁，分为X锁和S锁，为什么Mysql要这么做呢？
这个简单吧，同样可以类比Java的读写锁：
允许多个线程同时读，但只允许一个线程写，既支持并发提高性能，又保证了并发安全。
6 凤凰涅磐
最后来个难点的。
假设事务A锁住了表T里的一行记录，这时候，你执行了一个DDL语句，想给这张表加个字段，这时候需要锁表吧？但是由于表里有一行记录被锁住了，所以这时候锁表时会block。
那Mysql在锁表时，怎么判断表里有没有记录被锁住呢？
最简单暴力的，遍历整张表，遍历每行记录，遇到一个锁，就说明表里加锁了。
这样做可以，但是很傻，性能很差，高性能的Mysql，不允许这样的做法存在。
Mysql会怎么做呢？
行锁是行级别的，粒度比较小，好，那我要你在拿行锁之前，必须先拿一个假的表锁，表示你想去锁住表里的某一行或者多行记录。
这样，Mysql在判断表里有没有记录被锁定，就不需要遍历整张表了，它只需要看看，有没有人拿了这个假的表锁。
这个假的表锁，就是我们常说的，意向锁。
很多人知道意向锁是什么，但是却不知道为什么需要一个粒度比较大的锁，不知道它为何而来，不知道Mysql为何要设计个意向锁出来。
知其然，知其所以然。
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