1.Mysql并发事务访问相同记录

读读

读-读情况，即并发事务相继读取相同的记录。读取操作本身不会对记录有任何影响，并不会引起什么问题，所以允许这种情况的发生。

读写 & 写读

读-写或写-读，即一个事务进行读取操作，另一个进行改动操作。这种情况下可能发生脏读、不可重复读、幻读的问题。

各个数据库厂商对 SQL标准的支持都可能不一样。比如MySQL在 REPEATABLE READ 隔离级别上就已经解决了幻读问题。

写写

写-写情况，即并发事务相继对相同的记录做出改动。
在这种情况下会发生脏写的问题，任何一种隔离级别都不允许这种问题的发生。所以在多个未提交事务相继对一条记录做改动时，需要让它们排队执行，这个排队的过程其实是通过锁来实现的。这个所谓的锁其实是一个内存中的结构，在事务执行前本来是没有锁的，也就是说一开始是没有锁结构和记录进行关联的。
当一个事务想对这条记录做改动时，首先会看看内存中有没有与这条记录关联的锁结构，当没有的时候就会在内存中生成一个锁结构与之关联。比如，事务 T1 要对这条记录做改动，就需要生成一个锁结构与之关联：

写写——小结

不加锁：意思就是不需要在内存中生成对应的锁结构，可以直接执行操作。
获取锁成功，或者加锁成功：意思就是在内存中生成了对应的锁结构，而且锁结构的 is_waiting 属性为 false ，也就是事务可以继续执行操作。
获取锁失败，或者加锁失败，或者没有获取到锁，意思就是在内存中生成了对应的锁结构，不过锁结构的 is_waiting 属性为 true ，也就是事务需要等待，不可以继续执行操作。

并发问题解决方案

方案一

读操作利用多版本并发控制MVCC，写操作进行加锁

普通的SELECT语句在READ COMMITTED和REPEATABLE READ隔离级别下会使用到MVCC读取记录。
– 在 READ COMMITTED 隔离级别下，一个事务在执行过程中每次执行SELECT操作时都会生成一个ReadView，ReadView的存在本身就保证了事务不可以读取到未提交的事务所做的更改，也就是避免了脏读现象；
– 在 REPEATABLE READ 隔离级别下，一个事务在执行过程中只有第一次执行SELECT操作才会生成一个ReadView，之后的SELECT操作都复用这个ReadView，这样也就避免了不可重复读和幻读的问题。

方案二

对比发现：
- 采用MVCC 方式的话，读-写操作彼此并不冲突，性能更高。
- 采用加锁方式的话，读-写操作彼此需要排队执行，影响性能。
  一般情况下我们当然愿意采用MVCC来解决读-写操作并发执行的问题，但是业务在某些特殊情况下，要求必须采用加锁的方式执行。

2.锁的分类

2.1.从数据操作的类型分：读锁、写锁

读锁：也称为 共享锁、英文用S表示。针对同一份数据，多个事务的读操作可以同时进行而不会互相影响，相互不阻塞的。
写锁：也称为 排他锁 、英文用 X表示。当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁。这样就能确保在给定的时间里，只有一个事务能执行写入，并防止其他用户读取正在写入的同一资源。

需要注意的是对于 InnoDB 引擎来说，读锁和写锁可以加在表上，也可以加在行上

2.2.从数据操作的粒度分：表级锁、页级锁、行锁

1.表锁

1.1 表级`S X` 锁

在对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时，InnoDB存储引擎是不会为这个表添加表级别的 S锁或者 X锁 的。在对某个表执行一些诸如 ALTER TABLE 、 DROP TABLE 这类的 DDL 语句时，其他事务对这个表并发执行诸如SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE的语句会发生阻塞。
同理，某个事务中对某个表执行SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE语句时，在其他会话中对这个表执行 DDL语句也会发生阻塞。这个过程其实是通过在 server层使用一种称之为元数据锁（英文名：Metadata Locks ，简称 MDL ）结构来实现的。

但是一般情况下，不会使用InnoDB存储引擎提供的表级别的 S锁和 X锁。只会在一些特殊情况下，比方说崩溃恢复过程中用到。比如，在系统变量 autocommit=0，innodb_table_locks = 1 时，手动获取
InnoDB存储引擎提供的表t 的 S锁或者 X锁可以这么写：

LOCK TABLES t READ ：InnoDB存储引擎会对表 t 加表级别的 S锁。
LOCK TABLES t WRITE ：InnoDB存储引擎会对表 t 加表级别的 X锁。

1.2.意向锁

InnoDB 支持多粒度锁（multiple granularity locking） ，它允许行级锁与表级锁共存，而意向锁就是其中的一种表锁。
意向锁分为两种：

意向共享锁（intention shared lock, IS）：事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）

-- 事务要获取某些行的 S 锁，必须先获得表的 IS 锁。
SELECT column FROM table ... LOCK IN SHARE MODE;

意向排他锁（intention exclusive lock, IX）：事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）

-- 事务要获取某些行的 X 锁，必须先获得表的 IX 锁。
SELECT column FROM table ... FOR UPDATE;

意向锁是由存储引擎自己维护的，用户无法手动操作意向锁，在为数据行加共享 / 排他锁之前，InooDB 会先获取该数据行所在数据表的对应意向锁。

意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！正因为如此，意向锁并不会影响到多个事务对不同数据行加排他锁时的并发性。（不然我们直接用普通的表锁就行了）

1.3.自增锁

AUTO_INCREMENT

1.4.元数据`MDL`锁

属于表锁范畴。MDL 的作用是，保证读写的正确性。比如，如果一个查询正在遍历一个表中的数据，而执行期间另一个线程对这个表结构做变更，增加了一列，那么查询线程拿到的结果跟表结构对不上，肯定是不行的。

因此，当对一个表做增删改查操作的时候，加 MDL读锁；当要对表做结构变更操作的时候，加 MDL 写锁。

2.`Innodb`行锁

2.1 记录锁

就是仅仅把一条记录锁上，官方的类型名称为： LOCK_REC_NOT_GAP 。比如我们把id值为8的那条记录加一个记录锁的示意图如图所示。仅仅是锁住了id值为8的记录，对周围的数据没有影响。

2.2 间隙锁

MySQL 在 REPEATABLE READ 隔离级别下是可以解决幻读问题的，解决方案有两种，可以使用 MVCC 方案解决，也可以采用加锁方案解决。但是在使用加锁方案解决时有个大问题，就是事务在第一次执行读取操作时，那些幻影记录尚不存在，我们无法给这些幻影记录加上记录锁。InnoDB 提出了一种称之为Gap Locks的锁，官方的类型名称为： LOCK_GAP ，我们可以简称为 gap 锁。

-- 表中id=5不存在，加间隙锁可以如下
select * from 'xx' where id = 5 for update;

图中id值为8的记录加了gap锁，意味着不允许别的事务在id值为8的记录前边的间隙插入新记录，其实就是id列的值(3, 8)这个区间的新记录是不允许立即插入的。比如，有另外一个事务再想插入一条id值为4的新记录，它定位到该条新记录的下一条记录的id值为8，而这条记录上又有一个gap锁，所以就会阻塞插入操作，直到拥有这个gap锁的事务提交了之后，id列的值在区间(3, 8)中的新记录才可以被插入。
gap锁的提出仅仅是为了防止插入幻影记录而提出的。

2.3 临键锁

有时候我们既想锁住某条记录，又想阻止其他事务在该记录前边的间隙插入新记录，所以 InnoDB 就提出了一种称之为 Next-Key Locks 的锁，官方的类型名称为： LOCK_ORDINARY ，我们也可以简称为
next-key锁。Next-Key Locks是在存储引擎 innodb 、事务级别在可重复读的情况下使用的数据库锁，
innodb默认的锁就是Next-Key locks。

begin;
select * from student where id <=8 and id > 3 for update;

2.4 插入意向锁

我们说一个事务在插入一条记录时需要判断一下插入位置是不是被别的事务加了 gap锁（ next-key 锁也包含 gap锁），如果有的话，插入操作需要等待，直到拥有 gap锁的那个事务提交。但是InnoDB规定事务在等待的时候也需要在内存中生成一个锁结构，表明有事务想在某个间隙中插入新记录，但是现在在等待。InnoDB就把这种类型的锁命名为 Insert Intention Locks ，官方的类型名称为：LOCK_INSERT_INTENTION ，我们称为插入意向锁。插入意向锁是一种 Gap锁，不是意向锁，在insert 操作时产生。插入意向锁是在插入一条记录行前，由 INSERT 操作产生的一种间隙锁。

事实上插入意向锁并不会阻止别的事务继续获取该记录上任何类型的锁。

2.3.从对待锁的态度分:乐观锁、悲观锁

1.悲观锁

悲观锁总是假设最坏的情况，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会阻塞直到它拿到锁（共享资源每次只给一个线程使用，其它线程阻塞，用完后再把资源转让给其它线程）。比如行锁，表锁等，读锁，写锁等，都是在做操作之前先上锁，当其他线程想要访问数据时，都需要阻塞挂起。Java中 synchronized 和 ReentrantLock 等独占锁就是悲观锁思想的实现。

2.乐观锁

乐观锁认为对同一数据的并发操作不会总发生，属于小概率事件，不用每次都对数据上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，也就是不采用数据库自身的锁机制，而是通过程序来实现。在程序上，我们可以采用版本号机制或者 CAS机制实现。乐观锁适用于多读的应用类型，这样可以提高吞吐量。在Java中 java.util.concurrent.atomic 包下的原子变量类就是使用了乐观锁

2.1. 乐观锁的版本号机制

在表中设计一个版本字段 version ，第一次读的时候，会获取 version 字段的取值。然后对数据进行更新或删除操作时，会执行 UPDATE … SET version=version+1 WHERE version=version 。此时如果已经有事务对这条数据进行了更改，修改就不会成功。

2.2. 乐观锁的时间戳机制

时间戳和版本号机制一样，也是在更新提交的时候，将当前数据的时间戳和更新之前取得的时间戳进行比较，如果两者一致则更新成功，否则就是版本冲突。
你能看到乐观锁就是程序员自己控制数据并发操作的权限，基本是通过给数据行增加一个戳（版本号或者时间戳），从而证明当前拿到的数据是否最新。

1. 乐观锁适合读操作多的场景，相对来说写的操作比较少。它的优点在于程序实现，不存在死锁问题，不过适用场景也会相对乐观，因为它阻止不了除了程序以外的数据库操作。
1. 悲观锁适合写操作多的场景，因为写的操作具有排它性。采用悲观锁的方式，可以在数据库层面阻止其他事务对该数据的操作权限，防止读 – 写和写 – 写的冲突。

2.4.按加锁的方式分：显式锁、隐式锁

隐式锁

情景一：对于聚簇索引记录来说，有一个 trx_id 隐藏列，该隐藏列记录着最后改动该记录的事务id 。那么如果在当前事务中新插入一条聚簇索引记录后，该记录的 trx_id 隐藏列代表的的就是当前事务的事务id ，如果其他事务此时想对该记录添加 S锁或者 X锁时，首先会看一下该记录的trx_id 隐藏列代表的事务是否是当前的活跃事务，如果是的话，那么就帮助当前事务创建一个 X锁（也就是为当前事务创建一个锁结构，is_waiting 属性是 false ），然后自己进入等待状态（也就是为自己也创建一个锁结构， is_waiting 属性是 true ）。
情景二：对于二级索引记录来说，本身并没有 trx_id 隐藏列，但是在二级索引页面的 PageHeader 部分有一个 PAGE_MAX_TRX_ID 属性，该属性代表对该页面做改动的最大的事务id ，如果 PAGE_MAX_TRX_ID 属性值小于当前最小的活跃事务id ，那么说明对该页面做修改的事务都已经提交了，否则就需要在页面中定位到对应的二级索引记录，然后回表找到它对应的聚簇索引记录，然后再重复情景一的做法。

例子：

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> insert INTO student VALUES(34,"周八","二班");
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from student lock in share mode; #执行完，当前事务被阻塞

加锁逻辑：

A. InnoDB的每条记录中都一个隐含的trx_id字段，这个字段存在于聚簇索引的B+Tree中。
B. 在操作一条记录前，首先根据记录中的trx_id检查该事务是否是活动的事务(未提交或回滚)。如果是活动的事务，首先将隐式锁转换为显式锁 (就是为该事务添加一个锁)。
C. 检查是否有锁冲突，如果有冲突，创建锁，并设置为waiting状态。如果没有冲突不加锁，跳到E。
D. 等待加锁成功，被唤醒，或者超时。
E. 写数据，并将自己的trx_id写入trx_id字段。

显式锁

通过特定的语句进行加锁，我们一般称之为显示加锁
eg：
显式加共享锁

select * from ** where ** lock in share mode;

显式加排他锁

select * from ** where ** for update

2.5.全局锁

全局锁就是对整个数据库实例加锁。当你需要让整个库处于只读状态的时候，可以使用这个命令，之后其他线程的以下语句会被阻塞：数据更新语句（数据的增删改）、数据定义语句（包括建表、修改表结构等）和更新类事务的提交语句。全局锁的典型使用场景是：做全库逻辑备份。
全局锁的命令：

Flush tables with read lock;

2.6.死锁

死锁是指两个或多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环。

这时候，事务1在等待事务2释放id=2的行锁，而事务2在等待事务1释放id=1的行锁。事务1和事务2在互相等待对方的资源释放，就是进入了死锁状态。当出现死锁以后，有两种策略：

一种策略是，直接进入等待，直到超时。这个超时时间可以通过参数innodb_lock_wait_timeout 来设置。
另一种策略是，发起死锁检测，发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务（将持有最少行级排他锁的事务进行回滚），让其他事务得以继续执行。将参数 innodb_deadlock_detect 设置为on ，表示开启这个逻辑。

第二种策略成本分析

方法1：如果你能确保这个业务一定不会出现死锁，可以临时把死锁检测关掉。但是这种操作本身带有一定的风险，因为业务设计的时候一般不会把死锁当做一个严重错误，毕竟出现死锁了，就回滚，然后通过业务重试一般就没问题了，这是业务无损的。而关掉死锁检测意味着可能会出现大量的超时，这是业务有损的。
方法2：控制并发度。如果并发能够控制住，比如同一行同时最多只有10个线程在更新，那么死锁检测的成本很低，就不会出现这个问题。

这个并发控制要做在数据库服务端。如果你有中间件，可以考虑在中间件实现；甚至有能力修改MySQL源码的人，也可以做在MySQL里面。基本思路就是，对于相同行的更新，在进入引擎之前排队，这样在InnoDB内部就不会有大量的死锁检测工作了。

3.锁内存结构

1. 锁所在的事务信息：
不论是表锁还是行锁，都是在事务执行过程中生成的，哪个事务生成了这个锁结构，这里就记录这个事务的信息。
此锁所在的事务信息在内存结构中只是一个指针，通过指针可以找到内存中关于该事务的更多信息，比方说事务id等。
2. 索引信息：
对于行锁来说，需要记录一下加锁的记录是属于哪个索引的。这里也是一个指针。
3. 表锁／行锁信息：
表锁结构和行锁结构在这个位置的内容是不同的：

表锁：
记载着是对哪个表加的锁，还有其他的一些信息。
行锁：
记载了三个重要的信息：
Space ID ：记录所在表空间。
Page Number ：记录所在页号。
n_bits ：对于行锁来说，一条记录就对应着一个比特位，一个页面中包含很多记录，用不同的比特位来区分到底是哪一条记录加了锁。为此在行锁结构的末尾放置了一堆比特位，这个 n_bits 属性代表使用了多少比特位。

n_bits的值一般都比页面中记录条数多一些。主要是为了之后在页面中插入了新记录后也不至于重新分配锁结构

type_mode ：
这是一个32位的数，被分成了 lock_mode 、 lock_type 和 rec_lock_type 三个部分，如图所示：

锁的模式（ lock_mode ），占用低4位，可选的值如下：
LOCK_IS （十进制的 0 ）：表示共享意向锁，也就是 IS锁。
LOCK_IX （十进制的 1 ）：表示独占意向锁，也就是 IX锁。
LOCK_S （十进制的 2 ）：表示共享锁，也就是 S锁。
LOCK_X （十进制的 3 ）：表示独占锁，也就是 X锁。
LOCK_AUTO_INC （十进制的 4 ）：表示 AUTO-INC锁。
在 InnoDB 存储引擎中，LOCK_IS，LOCK_IX，LOCK_AUTO_INC都算是表级锁的模式，LOCK_S和LOCK_X既可以算是表级锁的模式，也可以是行级锁的模式。
锁的类型（ lock_type ），占用第5～8位，不过现阶段只有第5位和第6位被使用：
LOCK_TABLE （十进制的 16 ），也就是当第5个比特位置为1时，表示表级锁。
LOCK_REC （十进制的 32 ），也就是当第6个比特位置为1时，表示行级锁。
行锁的具体类型（ rec_lock_type ），使用其余的位来表示。只有在 lock_type 的值为
LOCK_REC 时，也就是只有在该锁为行级锁时，才会被细分为更多的类型：
LOCK_ORDINARY （十进制的 0 ）：表示 next-key锁。
LOCK_GAP （十进制的 512 ）：也就是当第10个比特位置为1时，表示 gap锁。
LOCK_REC_NOT_GAP （十进制的 1024 ）：也就是当第11个比特位置为1时，表示正经记录锁。
LOCK_INSERT_INTENTION （十进制的 2048 ）：也就是当第12个比特位置为1时，表示插入意向锁。其他的类型：还有一些不常用的类型我们就不多说了。
is_waiting 属性呢？基于内存空间的节省，所以把 is_waiting 属性放到了 type_mode 这个32位的数字中：
LOCK_WAIT （十进制的 256 ）：当第9个比特位置为 1 时，表示 is_waiting 为 true ，也就是当前事务尚未获取到锁，处在等待状态；当这个比特位为 0 时，表示 is_waiting 为false ，也就是当前事务获取锁成功。

其他信息：
为了更好的管理系统运行过程中生成的各种锁结构而设计了各种哈希表和链表。
一堆比特位：
如果是行锁结构的话，在该结构末尾还放置了一堆比特位，比特位的数量是由上边提到的 n_bits 属性表示的。InnoDB数据页中的每条记录在记录头信息中都包含一个 heap_no 属性，伪记录 Infimum 的heap_no 值为 0 ， Supremum 的 heap_no 值为 1 ，之后每插入一条记录， heap_no 值就增1。锁结构最后的一堆比特位就对应着一个页面中的记录，一个比特位映射一个 heap_no ，即一个比特位映射到页内的一条记录。

4.锁监控

关于MySQL锁的监控，我们一般可以通过检查 InnoDB_row_lock 等状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况

mysql> show status like 'innodb_row_lock%';
+-------------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+-------------------------------+-------+
| Innodb_row_lock_current_waits | 0 |
| Innodb_row_lock_time | 0 |
| Innodb_row_lock_time_avg | 0 |
| Innodb_row_lock_time_max | 0 |
| Innodb_row_lock_waits | 0 |
+-------------------------------+-------+
5 rows in set (0.01 sec)

Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量；
Innodb_row_lock_time ：从系统启动到现在锁定总时间长度；（等待总时长）
Innodb_row_lock_time_avg ：每次等待所花平均时间；（等待平均时长）
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间；
Innodb_row_lock_waits ：系统启动后到现在总共等待的次数；（等待总次数）

其他监控方法

MySQL把事务和锁的信息记录在了 information_schema 库中，涉及到的三张表分别是INNODB_TRX 、 INNODB_LOCKS 和 INNODB_LOCK_WAITS。
MySQL5.7及之前，可以通过information_schema.INNODB_LOCKS查看事务的锁情况，但只能看到阻塞事务的锁；如果事务并未被阻塞，则在该表中看不到该事务的锁情况。
MySQL8.0删除了information_schema.INNODB_LOCKS，添加了 performance_schema.data_locks，可以通过performance_schema.data_locks查看事务的锁情况，和MySQL5.7及之前不同，performance_schema.data_locks 不但可以看到阻塞该事务的锁，还可以看到该事务所持有的锁。同时，information_schema.INNODB_LOCK_WAITS也被 performance_schema.data_lock_waits所代替。

查询正在被阻塞的sql

SELECT * FROM information_schema.INNODB_TRX\G;

查询锁等待情况

SELECT * FROM data_lock_waits\G;
*************************** 1. row ***************************
ENGINE: INNODB
REQUESTING_ENGINE_LOCK_ID: 139750145405624:7:4:7:139747028690608
REQUESTING_ENGINE_TRANSACTION_ID: 13845 #被阻塞的事务ID
REQUESTING_THREAD_ID: 72
REQUESTING_EVENT_ID: 26
REQUESTING_OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 139747028690608
BLOCKING_ENGINE_LOCK_ID: 139750145406432:7:4:7:139747028813248
BLOCKING_ENGINE_TRANSACTION_ID: 13844 #正在执行的事务ID，阻塞了13845
BLOCKING_THREAD_ID: 71
BLOCKING_EVENT_ID: 24
BLOCKING_OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 139747028813248
1 row in set (0.00 sec)

查询锁的情况

mysql > SELECT * from performance_schema.data_locks\G;
*************************** 1. row ***************************
ENGINE: INNODB
ENGINE_LOCK_ID: 139750145405624:1068:139747028693520
ENGINE_TRANSACTION_ID: 13847
THREAD_ID: 72
EVENT_ID: 31
OBJECT_SCHEMA: atguigu
OBJECT_NAME: user
PARTITION_NAME: NULL
SUBPARTITION_NAME: NULL
INDEX_NAME: NULL
OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 139747028693520
LOCK_TYPE: TABLE
LOCK_MODE: IX
LOCK_STATUS: GRANTED
LOCK_DATA: NULL
*************************** 2. row ***************************
ENGINE: INNODB
ENGINE_LOCK_ID: 139750145405624:7:4:7:139747028690608
ENGINE_TRANSACTION_ID: 13847
THREAD_ID: 72
EVENT_ID: 31
OBJECT_SCHEMA: atguigu
OBJECT_NAME: user
PARTITION_NAME: NULL
SUBPARTITION_NAME: NULL
INDEX_NAME: PRIMARY
OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 139747028690608
LOCK_TYPE: RECORD
LOCK_MODE: X,REC_NOT_GAP
LOCK_STATUS: WAITING
LOCK_DATA: 1
*************************** 3. row ***************************
ENGINE: INNODB
ENGINE_LOCK_ID: 139750145406432:1068:139747028816304
ENGINE_TRANSACTION_ID: 13846
THREAD_ID: 71
EVENT_ID: 28
OBJECT_SCHEMA: atguigu
OBJECT_NAME: user
PARTITION_NAME: NULL
SUBPARTITION_NAME: NULL
INDEX_NAME: NULL
OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 139747028816304
LOCK_TYPE: TABLE
LOCK_MODE: IX
LOCK_STATUS: GRANTED
LOCK_DATA: NULL
*************************** 4. row ***************************
ENGINE: INNODB
ENGINE_LOCK_ID: 139750145406432:7:4:7:139747028813248
ENGINE_TRANSACTION_ID: 13846
THREAD_ID: 71
EVENT_ID: 28
OBJECT_SCHEMA: atguigu
OBJECT_NAME: user
PARTITION_NAME: NULL
SUBPARTITION_NAME: NULL
INDEX_NAME: PRIMARY
OBJECT_INSTANCE_BEGIN: 139747028813248
LOCK_TYPE: RECORD
LOCK_MODE: X,REC_NOT_GAP
LOCK_STATUS: GRANTED
LOCK_DATA: 1
4 rows in set (0.00 sec)

从锁的情况可以看出来，两个事务分别获取了IX锁，我们从意向锁章节可以知道，IX锁互相时兼容的。所以这里不会等待，但是事务1同样持有X锁，此时事务2也要去同一行记录获取X锁，他们之间不兼容，导致等待的情况发生。

参考文献

文章部分内容引用自宋红康老师的Mysql高级课程，在此表示感谢，如有侵权，请联系站长进行删除
<声明>:

谁都不是生下来就会的，都不是三体人，知识也可以遗传，我们的东西都是学习到的，所以每个人的知识体系难免有老师的身影，先学习后模仿，才能学会，至于笔记，摘抄部分我感觉难免，学会了就是自己的！

Mysql高级篇之 锁

于2023-07-212023-07-21由xiaosheng发布