1、锁模型
InnoDB有两种锁模型：共享锁、排它锁。
共享锁（S）：阻止其他链接行写，允许读取行，读取之前获得锁
排他锁（X）：阻止其他链接读取行，根据事物隔离级别决定是否可写入行，写入前获得锁
事务在获取锁之前，需要获取意向锁（intention lock-I），意向锁是事务获取锁之前需要等待，目的是防止不同连接获得的锁在相同行上。
锁之间的阻塞关系
锁 被阻塞
X X, S, IX, IS
S X, IS
IX X, S
IS X
2、锁类型
表级锁
锁住整张表，通过LOCK TABLES来获得表级锁，在实践中不提倡使用，在InnoDB中一般不使用。使用innodb_table_locks服务参数打开该功能，LOCK TABLES的目的是保证非事物表的一致性，比如Aria 和MyISAM。表级锁不仅仅是锁住事务中的行，而是锁住整个表，因此性能极差。
行级锁
Record Lock： 作用于单个索引记录。如果表没有明确创建索引，锁将作用于聚集索引（clustered index）中的记录。
Next-Key Lock：作用于一个索引记录及它之前的所有记录，这样可以防止其他连接插入或修改当前事务已访问的记录，只能用于重复读（REPEATABLE READ）
Gap Lock：锁定一个结果集，集合可以是一条记录、多条记录及空集合。该锁不能用于使用UNIQUE索引查询的单条记录上，除非是多列索引。一个特殊示例是插入间隙锁，该锁在插入新行前获得，当其他连接试图使用相同索引值插入行时，它将挂起等待当前事务提交或者回滚。该锁不能用于读提交（READ COMMITTED）锁诊断
使用 SHOW ENGINE INNODB STATUS快速查看锁信息
使用SHOW PROCESSLIST查看数据库进程信息
锁信息存放位置information_schema.INNODB_LOCKS表中
表INNODB_LOCK_WAITS中包含等待获取锁的事务，阻塞事务信息
3、读一致
不可重复读（The non-repeatable reads）
在当前事务没有修改数据的情况下，执行两次查询得到不同的结果，引发原因是当前事务没有同其他修改请求的连接相隔离，侧重数据的修改。
幻读（Phantom reads）
执行两次范围查询语句，得到的数据行记录不同，主要是数据的新增、删除影响。
一致性读（Consistent reads）
不使用锁，当前线程第一次读表是创建一个快照，使用START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT开启，当提交事务时，快照中的更改更新到表中，从而对所有连接可见。在重复读隔离级别中使用。
锁定读（Locking reads）
比一致性读更强，需要锁表。在select语句中使用 LOCK IN SHARE MODE 或 FOR UPDATE。
LOCK IN SHARE MODE阻止其他连接修改数据，但可以读。如果事务隔离级别为SERIALIZABLE且自动提交为FALSE，LOCK IN SHARE MODE总会被添加到select语句中。
FOR UPDATE 排他锁(X)。
4、事务隔离级别
读未提交（READ UNCOMMITTED）
在事务执行时为每个读命令创建一个单独的快照，读取使用数据快照，此事务中的数据可能包含未提交的数据，因此表中可能并不包含此数据
读提交（READ COMMITTED）
在事务中为每个一致性读设置一个不同的快照，不会使用为提交的数据创建快照。更新、删除语句及锁定读不会使用间隙锁（gap lock）
重复读取（REPEATABLE READ）
事务内的所有读使用相同快照，有比读提交更强的一致性约束，更新、删除语句及锁定读及record lock 使用唯一索引，gap lock及next-key lock 则会阻塞
串行化（SERIALIZABLE）
可以认为重复读取模式下所有非锁定select自动转换为LOCK IN SHARE MODE,这两者是等价的：
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ; START TRANSACTION; SELECT ....LOCK IN SHARE MODE; UPDATE ...; COMMIT; SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE; START TRANSACTION; SELECT ...; UPDATE ...; COMMIT;