前言
顾名思义，行锁就是一锁锁一行或者多行记录，mysql的行锁是基于索引加载的，所以行锁是要加在索引响应的行上，即命中索引，如下图所示：
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。
上面我们找到行锁是命中索引，一锁锁的是一张表的一条记录或者是多条记录，记录锁是在行锁上衍生的锁，我们来看看你记录锁的特征:
记录锁：记录锁锁的是表中的某一条记录，记录锁的出现条件必须是精准命中索引并且索引是唯一索引，如主键id，就像我们上面描述行锁时使用的sql语句图，在这里就挺适用的。
间隙锁又称之为区间锁，每次锁定都是锁定一个区间，隶属行锁。既然间隙锁隶属行锁，那么，间隙锁的触发条件必然是命中索引的，当我们查询数据用范围查询而不是相等条件查询时，查询条件命中索引，并且没有查询到符合条件的记录，此时就会将查询条件中的范围数据进行锁定(即使是范围库中不存在的数据也会被锁定)，我们通过代码演示一下：
首先，我们打开两个窗口，在窗口A中我们根据id做一个范围更改操作，不提交事务，然后在范围B中插入一条记录，该记录的id值位于窗口A中的条件范围内，我们看看运行效果：
意向锁（Intention Locks）
需要强调一下，意向锁是一种不与行级锁冲突表级锁，这一点非常重要。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; 复制代码 - 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; 复制代码
即：意向锁是有数据引擎自己维护的，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在数据表的对应意向锁。
意向锁要解决的问题
我们先来看一下百度百科上对意向锁存在意义的描述：
如果另一个任务试图在该表级别上应用共享或排它锁，则受到由第一个任务控制的表级别意向锁的阻塞。第二个任务在锁定该表前不必检查各个页或行锁，而只需检查表上的意向锁。
设想这样一张 users 表： MySql，InnoDB，Repeatable-Read：users（id PK，name）
| id | name |
|---|---|
| 1 | ROADHOG |
| 2 | Reinhardt |
| 3 | Tracer |
| 4 | Genji |
| 5 | Hanzo |
| 6 | Mccree |
事务 A 获取了某一行的排他锁，并未提交：
SELECT * FROM users WHERE id = 6 FOR UPDATE;
复制代码事务 B 想要获取 users 表的表锁：
LOCK TABLES users READ;
复制代码因为共享锁与排他锁互斥，所以事务 B 在视图对 users 表加共享锁的时候，必须保证：
- 当前没有其他事务持有 users 表的排他锁。
- 当前没有其他事务持有 users 表中任意一行的排他锁 。
为了检测是否满足第二个条件，事务 B 必须在确保 users表不存在任何排他锁的前提下，去检测表中的每一行是否存在排他锁。很明显这是一个效率很差的做法，但是有了意向锁之后，情况就不一样了：
意向锁的兼容互斥性
意向锁是怎么解决这个问题的呢？首先，我们需要知道意向锁之间的兼容互斥性：
| 意向共享锁（IS） | 意向排他锁（IX） | |
|---|---|---|
| 意向共享锁（IS） | 兼容 | 兼容 |
| 意向排他锁（IX） | 兼容 | 兼容 |
即意向锁之间是互相兼容的，emmm......那你存在的意义是啥？
虽然意向锁和自家兄弟互相兼容，但是它会与普通的排他 / 共享锁互斥：
| 意向共享锁（IS） | 意向排他锁（IX） | |
|---|---|---|
| 共享锁（S） | 兼容 | 互斥 |
| 排他锁（X） | 互斥 | 互斥 |
注意：这里的排他 / 共享锁指的都是表锁！！！意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！
现在我们回到刚才 users 表的例子：
事务 A 获取了某一行的排他锁，并未提交：
SELECT * FROM users WHERE id = 6 FOR UPDATE;
复制代码此时 users 表存在两把锁：users 表上的意向排他锁与 id 为 6 的数据行上的排他锁。
事务 B 想要获取 users 表的共享锁：
LOCK TABLES users READ;
复制代码此时事务 B 检测事务 A 持有 users 表的意向排他锁，就可以得知事务 A 必然持有该表中某些数据行的排他锁，那么事务 B 对 users 表的加锁请求就会被排斥（阻塞），而无需去检测表中的每一行数据是否存在排他锁。
意向锁的并发性
这就牵扯到我前面多次强调的一件事情：
意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！
意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！
意向锁不会与行级的共享 / 排他锁互斥！！！
重要的话要加粗说三遍，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）。
最后我们扩展一下上面 users 表的例子来概括一下意向锁的作用（一条数据从被锁定到被释放的过程中，可能存在多种不同锁，但是这里我们只着重表现意向锁）：
| id | name |
|---|---|
| 1 | ROADHOG |
| 2 | Reinhardt |
| 3 | Tracer |
| 4 | Genji |
| 5 | Hanzo |
| 6 | Mccree |
事务 A 先获取了某一行的排他锁，并未提交：
SELECT * FROM users WHERE id = 6 FOR UPDATE;
复制代码事务 A获取了users表上的意向排他锁。事务 A获取了 id 为 6 的数据行上的排他锁。
之后事务 B 想要获取 users 表的共享锁：
LOCK TABLES users READ;
复制代码事务 B检测到事务 A持有users表的意向排他锁。事务 B对users表的加锁请求被阻塞（排斥）。
最后事务 C 也想获取 users 表中某一行的排他锁：
SELECT * FROM users WHERE id = 5 FOR UPDATE;
复制代码事务 C申请users表的意向排他锁。事务 C检测到事务 A持有users表的意向排他锁。- 因为意向锁之间并不互斥，所以
事务 C获取到了users表的意向排他锁。 - 因为id 为 5 的数据行上不存在任何排他锁，最终
事务 C成功获取到了该数据行上的排他锁。
总结
- InnoDB 支持
多粒度锁，特定场景下，行级锁可以与表级锁共存。 - 意向锁之间互不排斥，但除了 IS 与 S 兼容外，
意向锁会与 共享锁 / 排他锁 互斥。 - 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。
- 意向锁在保证并发性的前提下，实现了
行锁和表锁共存且满足事务隔离性的要求。