事务隔离性由锁和mvcc协同实现：select默认快照读不加锁，但for update/lock in share mode会加行锁；update/delete/insert依条件可能加行锁、间隙锁或表锁；ix/is意向锁保障多粒度锁高效协作。
事务的隔离性靠锁和MVCC共同实现，不是“用了事务就自动上锁”，而是根据操作类型、隔离级别、SQL语句显式/隐式触发锁机制。
哪些SQL会真正加行锁？
很多人以为 SELECT 一定不加锁，其实不然：在 REPEATABLE READ 隔离级别下，普通 SELECT 是快照读（走 MVCC，不加锁），但只要带上 FOR UPDATE 或 LOCK IN SHARE MODE，就会立即申请行级排他锁（X锁）或共享锁（S锁）。
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UPDATE/DELETE语句，即使没命中索引，也可能升级为表锁或间隙锁（尤其是 WHERE 条件无法使用索引时） -
INSERT会加插入意向锁（Insert Intention Lock），与间隙锁冲突——这是幻读防控的关键一环 - 全表扫描的
SELECT ... FOR UPDATE会为所有扫描过的记录加锁，甚至可能锁住不存在但符合范围的“间隙”（即间隙锁）
为什么 UPDATE 卡住，但 SELECT 不卡？
因为默认隔离级别下，SELECT 走的是 MVCC 快照读，它不争抢锁，只读自己事务启动时刻可见的版本；而 UPDATE 必须获取 X 锁才能修改，一旦目标行已被其他未提交事务锁定，就会进入等待队列（is_waiting=true）。
- 这种“读不阻塞写、写不阻塞读”的分离，是 InnoDB 高并发的基础
- 但注意：如果
SELECT加了FOR UPDATE，它就变成当前读，会和UPDATE互斥 - 用
SHOW ENGINE INNODB STATUS\G可查到锁等待链，比如*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
意向锁（IX/IS）不是摆设，它是表锁和行锁的“通行证”
你执行 SELECT ... FOR UPDATE 时，InnoDB 先申请表级 IX 锁，再尝试对具体行加 X 锁。这个 IX 的作用不是锁数据，而是快速告诉别人：“这张表里有行正被写”。没有它，每次加行锁前都得扫全表检查有没有表锁，性能崩盘。
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LOCK TABLES t WRITE会阻塞所有 IX/IS，所以它能彻底禁止其他事务访问该表 - 两个事务同时对同一张表的不同行加 X 锁，各自持 IX 锁完全不冲突——这就是多粒度锁的设计精妙处
- 误以为“没显式锁表就不会被阻塞”，结果一个 DDL（如
ALTER TABLE）来了，发现被IX锁住了元数据锁（MDL），整个表卡住
MVCC 和锁不是二选一，而是按需协作
MVCC 解决的是“读-写并发”，但它不解决“写-写并发”——两个事务同时 UPDATE 同一行，必然要靠 X 锁串行化。而 MVCC 的版本链依赖 undo log，一旦事务长时间不提交，undo log 不能回收，会导致历史版本堆积、空间暴涨、甚至阻塞 purge 线程。
- 长事务是锁和 MVCC 的双重敌人：既可能持有锁不放，又让 purge 停摆
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READ COMMITTED下每次SELECT都生成新 Read View，REPEATABLE READ复用事务首次读的 Read View——这意味着后者能避免不可重复读，但幻读仍需间隙锁补位 - 想彻底规避锁竞争？业务层可考虑乐观锁（如
version字段 +WHERE version = ?），但要注意它不防脏读，也不替代事务边界
真正容易被忽略的，是锁的“隐形成本”：锁结构本身占内存、等待队列调度有开销、死锁检测会暂停事务几毫秒。与其纠结“要不要加锁”，不如先看清楚——你的 SQL 走的是快照读还是当前读，是否命中索引，事务是否真的必要短平快。
