mysql中的普通的update,delete,INSERT语句是否会加锁
MySQL 中普通的 UPDATE、DELETE、INSERT 语句都会加锁，且核心锁行为依然由「存储引擎」和「索引」决定 —— 写操作（增删改）需要保证数据一致性，避免并发冲突（如脏写、丢失更新），因此默认会加排他锁（X 锁） （最严格的锁，禁止其他事务读锁 / 写锁竞争）。
以下是分存储引擎、分语句的详细拆解，重点聚焦实际开发常用的 InnoDB 引擎：
一、核心结论先明确
| 存储引擎 | 语句类型 | 是否加锁 | 锁类型（默认） | 关键依赖 |
|---|---|---|---|---|
| InnoDB（主流） | UPDATE/DELETE | 是 | 行级排他锁（X 锁） | 依赖索引（无索引 / 失效 → 表锁） |
| InnoDB | INSERT | 是 | 隐式排他锁 + 间隙锁 | 主键 / 唯一索引防冲突，RR 级别防幻读 |
| MyISAM（淘汰） | UPDATE/DELETE/INSERT | 是 | 表级排他锁（X 锁） | 无（仅表锁，不支持行锁） |
核心逻辑：写操作必须加排他锁（X 锁），锁粒度由 “能否通过索引定位行” 决定（InnoDB 场景） ，MyISAM 因无行锁支持，直接锁全表。
二、分场景详细解释（重点 InnoDB）
1. InnoDB 存储引擎（事务型，支持行锁）
InnoDB 中，增删改语句的锁行为围绕「排他锁（X 锁）」展开，目的是阻止其他事务同时修改同一数据，保证事务隔离性。
（1）UPDATE & DELETE：行级排他锁（依赖索引）
这两个语句逻辑高度一致：先 “找到要修改 / 删除的行”，再给这些行加排他锁，最后执行操作。
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有索引时（主键 / 二级索引） ：加「行级排他锁（X 锁）」
-
原理：通过索引精准定位到目标行对应的「索引项」，给索引项加 X 锁（InnoDB 行锁本质是锁索引项），进而锁定对应数据行；
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效果：仅锁定满足
WHERE条件的行，其他行不受影响，并发性能高； -
举例：
-- user 表 id 是主键索引（有索引） UPDATE user SET age=20 WHERE id=1; -- 仅给 id=1 的行加行级 X 锁 DELETE FROM user WHERE name='张三'; -- name 是二级索引，仅给 name='张三' 的行加 X 锁 -- 其他事务修改 id=2、name='李四' 的行不受阻塞
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-
无索引 / 索引失效时：升级为「表级排他锁（X 锁）」
-
原理：无索引时无法精准定位行，只能全表扫描逐行判断是否符合条件；此时逐行加锁会导致开销极大 + 隔离性破坏（如幻读），InnoDB 直接升级为表锁；
-
效果：整个表被加 X 锁，其他事务的所有写操作（INSERT/UPDATE/DELETE）和加锁读（
FOR UPDATE）都会被阻塞，并发性能极差； -
举例：
-- age 无索引（或用了函数操作导致索引失效：WHERE DATE(create_time)='2025-01-01'） UPDATE user SET name='test' WHERE age=30; -- 升级为表级 X 锁 -- 其他事务执行 INSERT INTO user(name) VALUES('李四') 会被阻塞，直到当前事务提交
-
（2）INSERT：隐式排他锁 + 间隙锁（特殊逻辑）
INSERT 是新增数据，不存在 “锁定已有行” 的问题，但为了避免并发冲突（如主键重复）和幻读，会加两种特殊锁：
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① 「隐式排他锁」：针对新增的行本身
- 原理：插入时，InnoDB 会给新生成的行自动加隐式 X 锁（无需显式声明），阻止其他事务同时修改或删除这行；
- 释放时机：事务提交 / 回滚后自动释放；
- 冲突场景：若两个事务同时插入相同主键的行（如
INSERT INTO user(id) VALUES(1)），第一个事务成功加锁插入，第二个事务会因主键冲突阻塞，直到第一个事务提交（第二个事务报错 “主键重复”）或回滚（第二个事务成功插入）。
-
② 「间隙锁 / Next-Key Lock」：针对插入位置的间隙（仅 RR 隔离级别，默认）
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原理：为了避免 “幻读”（比如事务 A 插入
id=5的行，事务 B 同时插入id=5的行），InnoDB 会锁定新增行相邻的 “间隙”（比如主键索引中id=4和id=6之间的间隙）； -
效果：阻止其他事务在该间隙插入相同键值的行，保证 RR 隔离级别的 “可重复读”；
-
例外：RC（读已提交）隔离级别下，间隙锁会失效（仅保留记录锁），此时可能出现幻读，但并发性能略高；
-
举例：
-- 事务 A（RR 隔离级别，id 是主键） INSERT INTO user(id, name) VALUES(5, '王五'); -- 锁定 id=4~6 之间的间隙 -- 事务 B 执行 INSERT INTO user(id, name) VALUES(5, '赵六'); 会阻塞（主键冲突+间隙锁） -- 事务 C 执行 INSERT INTO user(id, name) VALUES(4.5, '孙七'); 若 id 是整数，间隙锁也会阻止（实际是锁定 4~6 区间） COMMIT; -- 事务 A 提交后，B 报错，C 若 id 合法则成功
-
2. MyISAM 存储引擎（淘汰，仅作了解）
MyISAM 不支持事务和行锁，只有「表级锁」，所有写操作（UPDATE/DELETE/INSERT）都会加「表级排他锁（X 锁）」：
-
效果：加 X 锁后，整个表被锁定，其他事务的所有操作（读：SELECT 加 S 锁；写：INSERT/UPDATE/DELETE 加 X 锁）都会被阻塞；
-
问题：并发性能极差（写阻塞读，读阻塞写），这是 MyISAM 被 InnoDB 淘汰的核心原因；
-
举例：
-- MyISAM 表 UPDATE user SET age=20 WHERE id=1; -- 加表级 X 锁 -- 其他事务执行 SELECT * FROM user; 会被阻塞，直到当前 UPDATE 执行完毕
三、关键注意事项（实际开发必看）
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锁的释放时机：InnoDB 中，写操作的锁（行锁 / 表锁 / 间隙锁）都是「事务级锁」，只有事务提交（COMMIT）或回滚（ROLLBACK）后才会释放；若事务长时间不提交，会导致锁等待超时（默认超时时间由
innodb_lock_wait_timeout控制，默认 50 秒）。 -
索引是行锁的前提：和 UPDATE/DELETE 一样，INSERT 的间隙锁也依赖索引（尤其是主键 / 唯一索引）；若插入的字段无索引，可能导致间隙锁范围扩大，影响并发。
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隔离级别的影响：
- RR（默认）：INSERT 会加间隙锁 / Next-Key Lock，防幻读，但锁粒度略粗；
- RC：INSERT 仅加隐式行锁，间隙锁失效，可能出现幻读，但并发更高；
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避免长事务：写操作若在长事务中执行，锁会长期持有，容易引发锁等待、死锁（比如两个事务互相持有对方需要的锁），实际开发中要尽量缩短事务周期。
四、select语句查询是否会有锁
MySQL 中普通 SELECT 语句是否加锁，核心取决于存储引擎和事务隔离级别，其中 InnoDB（默认事务型引擎）和 MyISAM（传统非事务型引擎）的行为差异极大，以下是详细拆解：
一、核心结论先明确
| 存储引擎 | 事务隔离级别（InnoDB） | 普通 SELECT 是否加锁 | 关键说明 |
|---|---|---|---|
| InnoDB（主流） | RC（读已提交）/ RR（可重复读，默认）/ RU（读未提交） | 不加锁（快照读） | 基于 MVCC 实现 “非锁定读”，不阻塞读写 |
| InnoDB | SERIALIZABLE（串行化） | 加锁（共享锁） | 强制当前读，阻塞写操作 |
| MyISAM（淘汰） | 无（不支持事务） | 加锁（表级共享锁） | 读锁阻塞写，写锁阻塞读 |
二、分场景详细解释
1. InnoDB 存储引擎（重点，实际开发 99% 用它）
InnoDB 支持事务和行锁，普通 SELECT 的锁行为由 隔离级别 和 是否显式加锁 决定，核心依赖 MVCC（多版本并发控制） 机制。
（1）默认场景：RC/RR 隔离级别（普通 SELECT 不加锁）
这是最常用的场景，普通 SELECT 属于 快照读（一致性非锁定读） ：
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原理：InnoDB 会通过
undo 日志读取数据的 “历史版本”（而非最新版本），不需要加锁； -
效果：
-
读操作不会阻塞写操作（即使读同一行，写操作也能正常执行，只是写的是最新版本）；
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写操作也不会阻塞读操作（读的是历史快照，不依赖最新数据）；
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举例：
-- 事务A（RR隔离级别） START TRANSACTION; SELECT * FROM user WHERE id=1; -- 快照读，不加锁，读取id=1的历史版本 -- 此时事务B执行 UPDATE user SET name='test' WHERE id=1; 可以正常执行，不会被阻塞 COMMIT;
-
-
例外：如果查询条件无法命中索引（全表扫描），InnoDB 可能会退化为准表锁（间隙锁 / Next-Key Lock），但这是 “锁范围扩大”，而非普通
SELECT主动加锁。
（2）特殊场景 1：SERIALIZABLE 隔离级别（加共享锁）
SERIALIZABLE 是最高隔离级别，为了避免 “幻读”，普通 SELECT 会被强制转为 当前读（锁定读） ，并加 表级 / 行级共享锁（S 锁） ：
-
效果：
- 加 S 锁后，其他事务可以读，但无法写（写需要加排他锁 X，会被 S 锁阻塞）；
- 其他事务的写操作会阻塞，直到当前事务提交 / 回滚释放 S 锁；
-
举例：
-- 事务A（SERIALIZABLE隔离级别） START TRANSACTION; SELECT * FROM user WHERE id=1; -- 加行级S锁 -- 此时事务B执行 UPDATE user SET name='test' WHERE id=1; 会阻塞，直到事务A提交 COMMIT; -- 释放S锁，事务B才会执行
（3）特殊场景 2：显式加锁的 SELECT（主动加锁）
普通 SELECT 不加锁，但如果显式指定锁语法，会变成 当前读 并加锁（和隔离级别无关，RC/RR 下也生效）：
-
共享锁（S 锁）：
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE允许其他事务读，禁止其他事务写（写需要 X 锁，会被 S 锁阻塞）； -
排他锁（X 锁）：
SELECT ... FOR UPDATE禁止其他事务读（加 S 锁）和写（加 X 锁），阻塞所有竞争锁的操作； -
举例：
-- 事务A（RR隔离级别） START TRANSACTION; SELECT * FROM user WHERE id=1 FOR UPDATE; -- 加行级X锁 -- 事务B执行 SELECT * FROM user WHERE id=1 LOCK IN SHARE MODE; 会阻塞 -- 事务C执行 UPDATE user SET name='test' WHERE id=1; 会阻塞 COMMIT; -- 释放X锁，B和C才会执行
2. MyISAM 存储引擎（淘汰，仅作了解）
MyISAM 不支持事务和行锁，只有 表级锁，普通 SELECT 会强制加 表级共享锁（S 锁） ：
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效果：
- 加 S 锁后，其他事务可以并发读（共享 S 锁）；
- 其他事务的写操作（INSERT/UPDATE/DELETE）会被阻塞，直到所有读操作释放 S 锁；
- 反之，写操作会加表级排他锁（X 锁），阻塞所有读操作；
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问题：并发性能极差（读阻塞写，写阻塞读），这也是 MyISAM 被 InnoDB 淘汰的核心原因；
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举例：
-- 事务A（MyISAM表） SELECT * FROM user WHERE id=1; -- 加表级S锁 -- 事务B执行 UPDATE user SET name='test' WHERE id=1; 会阻塞，直到A执行完毕
三、关键概念补充（帮你理解本质）
-
快照读 vs 当前读：
- 快照读：普通
SELECT（RC/RR 级别），读历史版本，不加锁，依赖 MVCC； - 当前读：
SELECT ... FOR UPDATE/LOCK IN SHARE MODE、UPDATE/DELETE/INSERT、SERIALIZABLE 级别的普通SELECT，读最新版本，必须加锁；
- 快照读：普通
-
MVCC 的作用：InnoDB 通过 MVCC 让普通查询 “不加锁也能保证一致性”，是高并发的核心基础；
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锁的粒度：InnoDB 支持行锁（粒度细，并发高），MyISAM 只有表锁（粒度粗，并发低）。
四、总结（实际开发重点）
-
日常开发用 InnoDB + RC/RR 隔离级别（默认配置）：普通
SELECT不加锁，读写互不阻塞，并发性能最优； -
只有两种情况会加锁：
- 显式用
FOR UPDATE/LOCK IN SHARE MODE； - 隔离级别设为 SERIALIZABLE（极少用，仅需最高一致性场景）；
- 显式用
-
避免用 MyISAM：其
SELECT加表锁，严重影响并发。
如果需要控制并发（比如避免 “超卖”），优先用 SELECT ... FOR UPDATE 显式加行锁，而非依赖隔离级别升级。
InnoDB 中，带索引条件的 SELECT/INSERT/UPDATE/DELETE 自动加行锁，行锁依赖索引，如果没有索引会升级为表锁
这个问题的核心原因是：InnoDB 的行锁本质是 “锁索引项”，而非直接锁数据行—— 只有通过索引才能精准定位到 “需要锁定的行”，无索引 / 索引失效时无法精准定位，只能通过全表扫描匹配目标行，此时为了保证事务隔离性和执行效率，InnoDB 会将行锁升级为表锁。
我们可以从「行锁的实现原理」「无索引时的执行困境」「升级表锁的必要性」三个层面，把原因拆解得更清楚：
一、先搞懂：InnoDB 行锁的本质是 “锁索引项”
InnoDB 是「聚簇索引」存储引擎（数据和主键索引叶子节点绑定存储），它的行锁设计完全依赖索引 ——锁定数据行的前提，是先通过索引找到对应的 “索引项”，再通过索引项关联到数据行。
简单说：
-
当你执行
UPDATE user SET age=20 WHERE id=1（id 是主键索引）时：- 数据库先通过主键索引
id快速定位到id=1对应的「主键索引项」； - 给这个「主键索引项」加行锁（行级排他锁 X 锁）；
- 因为聚簇索引的特性，索引项和数据行是绑定的，锁了索引项就等同于锁了对应的数据行；
- 此时只锁
id=1对应的索引项，其他索引项（如id=2「id=3`）不受影响，这就是 “行锁” 的粒度。
- 数据库先通过主键索引
-
即使是二级索引（非主键索引），逻辑也一样：
- 比如
UPDATE user SET age=20 WHERE name='张三'（name 是二级索引）； - 先通过二级索引
name找到name='张三'对应的「二级索引项」，加行锁； - 再通过二级索引项中存储的「主键 ID」，找到对应的「主键索引项」，也加行锁（避免其他事务通过主键修改该行）；
- 最终还是通过索引项锁定目标行，粒度依然是行级。
- 比如
二、无索引 / 索引失效时：无法精准定位，只能全表扫描
如果 WHERE 条件没有索引，或者索引失效（比如用了 !=「OR「函数操作索引列等），数据库就失去了 “精准定位目标行” 的工具 —— 此时只能通过「全表扫描」逐行判断是否符合 WHERE 条件。
举个例子：UPDATE user SET age=20 WHERE age=30（age 无索引）：
- 数据库无法通过索引快速找到
age=30的行，只能从表的第一行开始，逐行扫描、判断age是否等于 30； - 这个过程中，数据库无法提前知道哪些行符合条件，哪些不符合；
- 如果此时强行加行锁，会出现两个致命问题：
三、为什么必须升级为表锁？（InnoDB 的折中选择）
无索引时若不升级表锁，会导致「效率极低」或「数据不一致」，因此 InnoDB 选择升级为表锁，是平衡「隔离性」和「执行效率」的必然结果：
1. 问题 1：逐行加锁的开销极大，并发性能崩溃
如果全表扫描时逐行判断、逐行加锁（符合条件的行加锁，不符合的解锁），会产生海量的锁操作：
- 假设表有 100 万行，其中只有 10 行
age=30，数据库需要扫描 100 万行，执行 100 万次 “判断 - 加锁 / 解锁” 操作； - 锁操作是内核级别的开销，这种高频次的锁操作会让 SQL 执行效率暴跌，甚至拖垮数据库。
2. 问题 2：无法避免 “幻读”，破坏事务隔离性
即使承受逐行加锁的开销，也无法保证隔离性（比如 RR 级别下的幻读）：
- 比如事务 A 执行
UPDATE user SET age=20 WHERE age=30（无索引），全表扫描到第 1000 行时，事务 B 插入了一条age=30的新行； - 事务 A 继续扫描后续行，会发现这条新插入的行也符合条件，需要加锁修改 —— 但这行是事务 A 扫描初期不存在的，属于 “幻读”，违背了 RR 隔离级别的要求；
- 若要避免幻读，需要给全表的 “间隙” 加锁（Next-Key Lock），但无索引时全表的间隙是无限的，根本无法实现。
3. 升级表锁的合理性：牺牲粒度，保障效率和隔离性
既然逐行加锁 “又慢又不安全”，InnoDB 只能选择「升级为表锁」：
- 一次性给整个表加排他锁（X 锁），直接禁止其他事务对表的任何修改（INSERT/UPDATE/DELETE）和加锁读（
FOR UPDATE等）； - 虽然锁粒度变粗（影响并发），但避免了逐行加锁的巨大开销，同时保证了事务隔离性（不会出现幻读、脏写等问题）；
- 这是 InnoDB 在 “无法精准定位行” 时的最优折中 —— 与其低效且不安全地逐行锁，不如高效且安全地锁全表。
总结：核心逻辑链
索引 → 精准定位索引项 → 锁索引项 = 锁数据行（行锁）
无索引/索引失效 → 无法定位索引项 → 只能全表扫描 → 逐行锁：低效+隔离性破坏 → 升级为表锁（平衡效率和隔离性）
简单说：索引是 InnoDB 行锁的 “定位地图”，没有地图就找不到具体要锁的行，只能把整个 “区域”（表）锁起来。这也是为什么实际开发中，一定要给查询 / 更新频繁的字段建索引 —— 不仅是为了查询提速，更是为了避免行锁升级为表锁，保障并发性能。
