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@@ -163,4 +163,118 @@ Next-Key Lock是为了解决幻读问题而引入的，如果事务T1已经锁
 但是，`如果查询的索引为unique索引，那么innodb则是会针对next-key lock进行优化，将其降级为record lock，紧锁住索引本身，而不对范围进行加锁。`
 
 
+#### insert-intention lock
+插入意向锁是在插入行数据前，由`插入操作`设置的间隙锁。多个事务在针对同一间隙进行插入操作时，`如果他们并不在同一位置进行插入，那么各个事务之间并不需要彼此等待`。
+
+例如，多个事务需要在`(4, 7)`的间隙之间插入值，但是A事务插入5，B事务插入6，那么在获取待插入行的X锁之前，都需要通过insert intention lock来锁住`(4, 7)`的间隙。插入意向锁之间并不会相互阻塞。
+
+
+### 加锁示例
+首先，创建数据库并预制数据
+```sql
+-- ddl
+CREATE TABLE `t_learn_lock` (
+  `id` bigint NOT NULL AUTO_INCREMENT,
+  `content` varchar(32) NOT NULL DEFAULT '',
+  `lv` int NOT NULL DEFAULT '-1',
+  PRIMARY KEY (`id`),
+  KEY `idx_lv` (`lv`)
+) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=5 DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_0900_ai_ci
+
+-- dml
+insert into t_lear_lock(id, content, lv) values
+    (1, 'a', 3),
+    (2, 'd', 7),
+    (3, 'f', 9),
+    (4, 'o', 13);
+```
+
+会话的事务默认隔离级别为repeatable read
+
+#### performance_schema.data_locks
+`performace_schema.data_locks`中存储了加锁情况，其表结构如下：
+- engine：该锁代表的存储引擎
+- engine_transaction_id: 存储引擎中标识事务的id
+- thread_id: `创建该锁的会话`的线程id
+- object_schema: 包含该表的schema
+- object_name：表名称
+- index_name: 被加锁的索引名称
+- lock_type: 加锁的类型，对于innodb，其值为record或table，代表行锁或表锁
+- lock_mode: 请求锁的方式，对于innodb，其格式为`S[,GAP], X[,GAP], IS[,GAP], IX[,GAP], AUTO_INC, and UNKNOWN`。
+- lock_data:锁相关的数据
+- lock_status: 请求锁的状态，在innodb中，可以为`GRANTED或WAITING`
+  
+> #### lock mode
+> 在lock mode字段中，除了auto_inc和unknown之外的值都代表gap lock
+>
+> 其取值如下：
+> - X： next_key_locking，`代表x和x之前的间隙`
+> - X,GAP：间隙锁，`代表x之前的间隙，不包含x记录本身`
+> - X, REC_NOT_GAP：`代表X记录本身，不包含之前的间隙`
+> - X,GAP,INSERT_INTENTION：插入意向锁，彼此之前不互斥
+
+#### select ... 加锁情况
+在开启事务后，执行`select * from t_lear_lock`语句，默认`并不会为index record或表加上任何锁`，在可重复读的隔离级别下，默认会采用无锁的一致性读方式，来读取数据的历史版本快照，期间并不需要进行任何加锁操作。
+
+#### select ... for update 加锁情况
+在开启事务后，如果执行`select ... for update`语句，那么分为如下几种场景：
+
+##### select语句未命中索引
+若执行`select * from t_learn_lock where content < 'h' and content > 'e' for update for update;`语句，由于content字段上并没有添加索引，故而该查询语句并不会命中索引，possible_keys为空。
+
+在未命中索引的情况下，`select ... for update`语句`会针对主键索引来进行加锁`，其加锁情况如下：
+
+|INDEX_NAME|LOCK_TYPE|LOCK_MODE|LOCK_STATUS|LOCK_DATA|
+|----------|---------|---------|-----------|---------|
+||TABLE|IX|GRANTED||
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|supremum pseudo-record|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|1|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|2|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|3|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|4|
+
+其中，`select * from t_learn_lock where content < 'h' and content > 'e' for update for update;`会查询出id为`3`的记录，但是由于未命中索引，`该语句会针对主键中所有的index record进行加锁`(包括 supremum prseudo-record)。
+
+> ##### supremum preseudo-record
+> 该index record并不是一条真实存在的索引记录，其代表了`比索引中所有记录的值都大的一条虚拟记录`，类似有序链表中的尾节点。
+
+##### select语句命中非unique索引
+当执行的select语句，其where条件命中非unique索引，`那么，其会针对命中索引以及主键索引都进行加锁`。
+
+例如，`select * from t_learn_lock where lv between 4 and 8 for update;`，该语句会针对`idx_lv`索引记录和主键索引记录进行加锁，加锁状况如下：
+
+|INDEX_NAME|LOCK_TYPE|LOCK_MODE|LOCK_STATUS|LOCK_DATA|
+|----------|---------|---------|-----------|---------|
+||TABLE|IX|GRANTED||
+|idx_lv|RECORD|X|GRANTED|7, 2|
+|idx_lv|RECORD|X|GRANTED|9, 3|
+|PRIMARY|RECORD|X,REC_NOT_GAP|GRANTED|2|
+
+上述查询语句会命中`(2, 'd', 7)`这条记录，但是，其针对索引加锁的操作如下：
+- 对于`idx_lv`索引记录，不仅对语句查询出的`(7,2)`这条索引记录进行了加锁，还针对了下一条索引记录`(9,3)`进行了加锁
+- 对于`primary`主键索引记录，则只针对查询出的id为2的记录进行了加锁`(2)`
+
+对于`idx_lv`中`(9,3)`这条记录进行加锁，主要是为了防止幻读，当对`(9, 3)`这条记录加锁后，如果后续其他事务想要向lv值为`(7,9)`的范围内进行加锁时，需要获取
+
+
+
+
+#### update ... 加锁情况
+##### update语句未命中索引的加锁情况
+类似于`select ... for update`未命中索引的情况，update操作在未命中索引的情况下，`也会针对主键索引的记录进行加锁，并且会获取主键索引中所有记录的锁`。
+
+其加锁情况和`select ... for update`一样，例如`update t_learn_lock set content = 'fuck' where content = 'm';`，该语句并不会实际修改任何行记录，但是还是会锁住主键中所有的index record。
+
+|INDEX_NAME|LOCK_TYPE|LOCK_MODE|LOCK_STATUS|LOCK_DATA|
+|----------|---------|---------|-----------|---------|
+||TABLE|IX|GRANTED||
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|supremum pseudo-record|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|1|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|2|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|3|
+|PRIMARY|RECORD|X|GRANTED|4|
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