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MySQL 中的锁还是蛮多的，在之前的文章中，松哥和大家介绍过 MySQL 中的 MDL 锁（为什么执行 alter 更新表要谨慎？），明天咱们再来看看 MySQL 中比拟重要的两个锁：S 锁和 X 锁。
1. S 锁
S 锁，英文为 Shared Lock，中文译作共享锁，有时候咱们也称之为读锁，即 Read Lock。S 锁之间是共享的，或者说是互不阻塞的。
当事务读取一条记录时，须要先获取该记录的 S 锁。
举个例子：
事务 T1 对记录 R1 加上了 S 锁，那么事务 T1 能够读取 R1 这一行记录，然而不能批改 R1，其余事务 T2 能够持续对 R1 增加 S 锁，然而不能增加 X 锁，只有当 R1 下面的 S 锁开释了，能力加上 X 锁。
举一个加 S 锁的例子，如下图：
此时，对于 id=1 的这条记录，只能读取不能批改了。假如在另外一个事务 T 中，执行如下 SQL 是没问题的，因为 S 锁是共享锁，S 锁和 S 锁之间是兼容的：
select * from user where id=1 lock in share mode;然而如果执行如下 SQL 则会被阻塞，因为批改数据须要获取 X 锁，而 S 锁和 X 锁不兼容：
update user set username='javaboy' where id=1;下面这个更新语句外部会获取 X 锁，对于一些手动增加了 X 锁的查问语句，也会阻塞，例如上面这个：
能够看到，这个 SQL 执行之后就被阻塞了。
2. X 锁
X 锁，英文为 Exclusive Lock，中文译作排他锁，有时候咱们也称之为写锁，即 Write Lock。如同它的名字，X 锁是具备排他性的，即一个写锁会阻塞其余的 X 锁和 S 锁。
当事务须要批改一条记录时，须要先获取该记录的 X 锁。
举个例子：
事务 T1 对记录 R1 加上了 X 锁，那么事务 T1 即能够读取 R1 也能够批改 R1，而其余事务则不能对 R1 再增加任何锁，直到 T1 开释了 R1 上的锁。
如上文图示，锁定读的格局是这样的：
select .... for update;3. 以后读与快照读
由下面这两种锁，又引申进去两种读：
3.1 快照读
快照读（SnapShot Read）是一种一致性不加锁的读，是 InnoDB 存储引擎并发如此之高的外围起因之一。
在可反复读的隔离级别下，事务启动的时候，就会针对以后库拍一个照片（快照），快照读读取到的数据要么就是拍照时的数据，即事务开启那一瞬间数据库中的数据，要么就是以后事务本身插入 / 批改过的数据。
咱们日常所用的不加锁的查问，都属于快照读，这个我就不演示了。
3.2 以后读
与快照读绝对应的就是以后读，以后读就是读取最新数据，而不是历史版本的数据，换言之，在可反复读隔离级别下，如果应用了以后读，也能够读到别的事务已提交的数据。
松哥举个例子：
MySQL 事务开启两个会话 A 和 B。
首先在 A 会话中开启事务并查问 id 为 1 的记录：
接下来咱们在 B 会话中对 id 为 1 的数据进行批改，如下：
留神 B 会话不要开启事务或者开启了及时提交事务，否则 update 语句占用一把排他锁会导致一会在 A 会话中用锁时产生阻塞。
接下来，回到 A 会话中持续做查问操作，如下：
能够看到，A 会话中第一个查问是快照读，读取到的是以后事务开启时的数据状态，前面两个查问则是以后读，读取到了以后最新的数据（B 会话中批改后的数据）。
4. 小结
好啦，一个小小的知识点，与日俱增，fighting！
