MySQL锁机制入门
2012-10-12 15:35:11 
锁是计算机协调多个进程或纯线程并发访问某一资源的机制。在数据库中，除传统的计算资源(CPU、RAM、I/O)的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所在有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要同时也更加复杂。
相对其他数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。MySQL大致可归纳为以下3种锁：
表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。
行级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高。
页面锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般
MySQL各存储引擎使用了三种类型(级别)的锁定机制：MySQL有上述三种锁的级别：页级、表级、行级。
从基本概念开始：
共享锁
共享锁的代号是S，是Share的缩写，共享锁的锁粒度是行或者元组(多个行)。一个事务获取了共享锁之后，可以对锁定范围内的数据执行读操作。
排它锁
排它锁的代号是X，是eXclusive的缩写，排它锁的粒度与共享锁相同，也是行或者元组。一个事务获取了排它锁之后，可以对锁定范围内的数据执行写操作。
假设有两个事务t1和t2
如果事务t1获取了一个元组的共享锁，事务t2还可以立即获取这个元组的共享锁，但不能立即获取这个元组的排它锁(必须等到t1释放共享锁之后)。
如果事务t1获取了一个元组的排它锁，事务t2不能立即获取这个元组的共享锁，也不能立即获取这个元组的排它锁(必须等到t1释放排它锁之后)
意向锁
意向锁是一种表锁，锁定的粒度是整张表，分为意向共享锁(IS)和意向排它锁(IX)两类。意向共享锁表示一个事务有意对数据上共享锁或者排它锁。“有意”这两个字表达的意思比较微妙，说的明白点就是指事务想干这个事但还没真去干。举例说明下意向共享锁，比如一个事务t执行了这样一个语句：select * from table lock in share model ，如果这个语句执行成功，就对表table上了一个意向共享锁。lock in share model就是说事务t1在接下来要执行的语句中要获取S锁。如果t1的select * from table lock in share model执行成功，那么接下来t1应该可以畅通无阻的去执行只需要共享锁的语句了。意向排它锁的含义同理可知，上例中要获取意向排它锁，可以使用select * from table for update。
lock in share model 和 for update这两个东西在数据率理论中还有个学名叫悲观锁，与悲观锁相对的当然还有乐观锁。大家可以看到各种锁都是成双成对出现的。关于悲观锁和乐观锁的问题暂且不表，下文再来详述。
锁的互斥与兼容关系
锁和锁之间的关系，要么是相容的，要么是互斥的。
锁a和锁b相容是指：操作同样一组数据时，如果事务t1获取了锁a,另一个事务t2还可以获取锁b；
锁a和锁b互斥是指：操作同样一组数据时，如果事务t1获取了锁a，另一个事务t2在t1释放锁a之前无法获取锁b。
上面提到的共享锁、排它锁、意向共享锁、意向排它锁相互之前都是有兼容/互斥关系的，可以用一个兼容性矩阵表示(y表示兼容，n表示不兼容):
X S IX IS
X n n n n
S n y n y
IX n n y y
IS n y y y
兼容性矩阵为什么是这个样子的
X和S的相互关系在上文中解释过了，IX和IS的相互关系全部是兼容，这也很好理解，因为它们都只是“有意”，还处于YY阶段，没有真干，所以是可以兼容的；
剩下的就是X和IX，X和IS, S和IX， S和IS的关系了，我们可以由X和S的关系推导出这四组关系。
简单的说：X和IX的=X和X的关系。为什么呢？因为事务在获取IX锁后，接下来就有权利获取X锁。如果X和IX兼容的话，就会出现两个事务都获取了X锁的情况，这与我们已知的X与X互斥是矛盾的，所以X与IX只能是互斥关系。其余的三组关系同理，可用同样的方式推导出来。
对于 UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；事务可以通过显式给记录集加共享锁或排他锁。
其它：
一致性非阻塞读
select... lock in share mode和select ... for update的区别
索引记录锁
间隙锁
后码锁
各种语句对应的锁类型
在有索引的情况下是以后码锁为基础的行级锁，在固定索引键查找的情况下是索引记录锁，在没有可用索引的情况下上升到表锁。
有索引的情况：
select ... from 一致性非阻塞读，不上锁。在serializable隔离级别下例外，在这个隔离级别下上共享后码锁
select ... from ... lock in share mode 共享后码锁
select ... from ... for update 排它后码锁
update .... where 排它后码锁
delete from .... where 排它后码锁
insert ... 排它索引记录锁，如果发生键值唯一性冲突则转成共享锁
insert ... on duplicate key update ，一直都是排它锁
replace ... 一直都是排它锁
LOCK_TABLES
用于手动锁定当前执行线程的表，简单的语法为：
LOCK TABLES table_name [READ|WRITE]
通过READ 或者 WRITE 来获取读锁和写锁。如果加锁的时候已经被其他线程锁定，则会阻塞到其他线程解锁。
READ锁定后，当前线程不可以写入，其他线程写入会被阻塞到解锁后执行，查询不受影响。
WRITE锁定后，当前线程可以插入查询，其他进行插入查询会被阻塞到解锁后执行。
UNLOCK TABLES
解除当前线程的所有锁定，一般会话结束的时候会自动进行解锁。
MySQL中不同存储引擎支持不同方式的锁，通常会进行自动管理。MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁(table-level locking)；BDB存储引擎采用的是页面锁(page-level -locking)，但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁(row-level locking)，也支持表级锁，但默认情况下是采用行级锁。下面我们先分析一下MySQL这三种锁定的特点和各自的优劣所在。
● 行级锁定(row-level)
行级锁定最大的特点就是锁定对象的颗粒度很小，也是目前各大数据库管理软件所实现的锁定颗粒度最小的。由于锁定颗粒度很小，所以发生锁定资源争用的概率也最小，能够给予应用程序尽可能大的并发处理能力而提高一些需要高并发应用系统的整体性能。虽然能够在并发处理能力上面有较大的优势，但是行级锁定也因此带来了不少弊端。由于锁定资源的颗粒度很小，所以每次获取锁和释放锁需要做的事情也更多，带来的消耗自然也就更大了。此外，行级锁定也最容易发生死锁。
● 表级锁定(table-level)
和行级锁定相反，表级别的锁定是MySQL各存储引擎中最大颗粒度的锁定机制。该锁定机制最大的特点是实现逻辑非常简单，带来的系统负面影响最小，所以获取锁和释放锁的速度很快。由于表级锁一次会将整个表锁定，所以可以很好的避免困扰我们的死锁问题。当然，锁定颗粒度大所带来最大的负面影响就是出现锁定资源争用的概率也会最高，致使并大度大打折扣。
MySQL表级锁的锁模式
MySQL的表级锁有两种模式：表共享读锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table WriteLock)。MyISAM在执行查询语句(SELECT)前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作(UPDATE、DELETE、 INSERT等)前，会自动给涉及的表加写锁。所以对MyISAM表进行操作，会有以下情况：
a、对MyISAM表的读操作(加读锁)，不会阻塞其他进程对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求。只有当读锁释放后，才会执行其它进程的写操作。
b、对MyISAM表的写操作(加写锁)，会阻塞其他进程对同一表的读和写操作，只有当写锁释放后，才会执行其它进程的读写操作。
并发插入
原则上数据表有一个读锁时，其它进程无法对此表进行更新操作，但在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
a、当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
b、当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞(即表的中间没有被删除的行)，MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
c、当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。
MyISAM的锁调度
由于MySQL认为写请求一般比读请求要重要，所以如果有读写请求同时进行的话，MYSQL将会优先执行写操作。这样MyISAM表在进行大量的更新操作时(特别是更新的字段中存在索引的情况下)，会造成查询操作很难获得读锁，从而导致查询阻塞。我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为：
a、通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
b、通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
c、通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法。这里要说明的就是，不要盲目的给mysql设置为读优先，因为一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”。只有根据你的实际情况，来决定设置哪种操作优先。这些方法还是没有从根本上同时解决查询和更新的问题。 在一个有大数据量高并发表的mysql里，我们还可采用另一种策略来进行优化，那就是通过mysql主从(读写)分离来实现负载均衡，这样可避免优先哪一种操作从而可能导致另一种操作的堵塞。
● 页级锁定(page-level)
页级锁定是MySQL 中比较独特的一种锁定级别，在其他数据库管理软件中也并不是太常见。页级锁定的特点是锁定颗粒度介于行级锁定与表级锁之间，所以获取锁定所需要的资源开销，以及所能提供的并发处理能力也同样是介于上面二者之间。另外，页级锁定和行级锁定一样，会发生死锁。
在数据库实现资源锁定的过程中，随着锁定资源颗粒度的减小，锁定相同数据量的数据所需要消耗的内存数量是越来越多的，实现算法也会越来越复杂。不过，随着锁定资源颗粒度的减小，应用程序的访问请求遇到锁等待的可能性也会随之降低，系统整体并发度也随之提升。
MySQL 的表级锁定主要分为两种类型，一种是读锁定，另一种是写锁定。在MySQL 中，主要通过四个队列来维护这两种锁定：两个存放当前正在锁定中的读和写锁定信息，另外两个存放等待中的读写锁定信息，如下：
•Current read-lock queue (lock->read)
•Pending read-lock queue (lock->read_wait)
•Current write-lock queue (lock->write)
•Pending write-lock queue (lock->write_wait)
读锁定
一个新的客户端请求在申请获取读锁定资源的时候，需要满足两个条件：
1、请求锁定的资源当前没有被写锁定；
2、写锁定等待队列(Pending write-lock queue)中没有更高优先级的写锁定等待；
如果满足了上面两个条件之后，该请求会被立即通过，并将相关的信息存入Current read-lock queue 中，而如果上面两个条件中任何一个没有满足，都会被迫进入等待队列Pending read-lock queue中等待资源的释放。
写锁定
当客户端请求写锁定的时候，MySQL 首先检查在Current write-lock queue 是否已经有锁定相同资源的信息存在。如果Current write-lock queue 没有，则再检查Pending write-lock queue，如果在Pending write-lock queue 中找到了，自己也需要进入等待队列并暂停自身线程等待锁定资源。反之，如果Pending write-lock queue 为空，则再检测Current read-lock queue，如果有锁定存在，则同样需要进入Pending write-lock queue 等待。当然，也可能遇到以下这两种特殊情况：
1. 请求锁定的类型为WRITE_DELAYED;
2. 请求锁定的类型为WRITE_CONCURRENT_INSERT 或者是TL_WRITE_ALLOW_WRITE， 同时Current read lock 是READ_NO_INSERT 的锁定类型。
当遇到这两种特殊情况的时候，写锁定会立即获得而进入Current write-lock queue 中如果刚开始第一次检测就Current write-lock queue 中已经存在了锁定相同资源的写锁定存在，那么就只能进入等待队列等待相应资源锁定的释放了。读请求和写等待队列中的写锁请求的优先级规则主要为以下规则决定：
1. 除了READ_HIGH_PRIORITY 的读锁定之外，Pending write-lock queue 中的WRITE 写锁定能够阻塞所有其他的读锁定；
2. READ_HIGH_PRIORITY 读锁定的请求能够阻塞所有Pending write-lock queue 中的写锁定；
3. 除了WRITE 写锁定之外，Pending write-lock queue 中的其他任何写锁定都比读锁定的优先级低。
写锁定出现在Current write-lock queue 之后，会阻塞除了以下情况下的所有其他锁定的请求：
1. 在某些存储引擎的允许下，可以允许一个WRITE_CONCURRENT_INSERT 写锁定请求
2. 写锁定为WRITE_ALLOW_WRITE 的时候，允许除了WRITE_ONLY 之外的所有读和写锁定请求
3. 写锁定为WRITE_ALLOW_READ 的时候，允许除了READ_NO_INSERT 之外的所有读锁定请求
4. 写锁定为WRITE_DELAYED 的时候，允许除了READ_NO_INSERT 之外的所有读锁定请求
5. 写锁定为WRITE_CONCURRENT_INSERT 的时候，允许除了READ_NO_INSERT 之外的所有读锁定请求
对于MySQL来说，有三种锁的级别：页级、表级、行级。
页级的典型代表引擎为BDB。
表级的典型代表引擎为MyISAM,MEMORY以及很久以前的ISAM。
行级的典型代表引擎为INNODB。
实际应用中用的最多的就是行锁。
行级锁的优点如下：
1)、当很多连接分别进行不同的查询时减小LOCK状态。
2)、如果出现异常，可以减少数据的丢失。因为一次可以只回滚一行或者几行少量的数据。
行级锁的缺点如下：
1)、比页级锁和表级锁要占用更多的内存。
2)、进行查询时比页级锁和表级锁需要的I/O要多，所以我们经常把行级锁用在写操作而不是读操作。
3)、容易出现死锁。
MySQL用写队列和读队列来实现对数据库的写和读操作。
对于写锁定如下：
1)、如果表没有加锁，那么对其加写锁定。
2)、否则，那么把请求放入写锁队列中。
对于读锁定如下：
1)、如果表没有加写锁，那么加一个读锁。
2)、否则，那么把请求放到读锁队列中。
当然我们可以分别用low_priority 以及high_priority在写和读操作上来改变这些行为。
FLUSH TABLES WITH READ LOCK
这个命令是全局读锁定，执行了命令之后所有库所有表都被锁定只读。一般都是用在数据库联机备份，这个时候数据库的写操作将被阻塞，读操作顺利进行。解锁的语句也是unlock tables。
LOCK TABLES tbl_name [AS alias] {READ [LOCAL] | [LOW_PRIORITY] WRITE}
这个命令是表级别的锁定，可以定制锁定某一个表。例如： lock tables test read; 不影响其他表的写操作。解锁语句也是unlock tables。
这两个语句在执行的时候都需要注意个特点，就是 隐式提交的语句。在退出mysql终端的时候都会隐式的执行unlock tables。也就是如果要让表锁定生效就必须一直保持对话。
MySQL的read lock和wirte lock
read-lock: 允许其他并发的读请求，但阻塞写请求，即可以同时读，但不允许任何写。也叫共享锁
write-lock: 不允许其他并发的读和写请求，是排他的(exclusive)。也叫独占锁
to lock everything--completely. Very simple.
use mydatabase;
flush tables with read lock;
unlock tables;
This closes all open tables and locks all tables for all databases with a read lock until you execute UNLOCK TABLES.
FLUSH TABLES WITH READ LOCK和LOCK TABLE语句的区别
前者先将打开的表关闭，将在内存中的数据写到磁盘上(不过mysql并不能保证这个能够成功，因为它跟操作系统有关系，详细请查阅你的操作系统文档)，完成之后才加锁；后者直接加锁。
FLUSH TABLES WITH READ LOCK 对于所有带读取锁定的数据库，关闭所有打开的表，并锁定所有的表，直到执行UNLOCK TABLES为止，在此期间其他任何的都不能对该数据库操作。但是flush tables with read lock只锁表之前要将内存中的数据写入到数据库中去，但是lock table不需要写入数据库中去，直接锁表，解锁都是用unlock table来进行解锁。
执行'flush tables with read lock'以后所有数据库的表都处于锁定状态，不能删除表，不能修改数据，加数据等操作，一般这种操作是数据库在线备份的时候用到的，这个时候数据库写是不能写，但是读操作能够正常执行。
lock tables users read;这个操作只针对具体的单张表，执行这个操作，可以共享读写操作，在其他会话中也可以读这张表。
lock tables users write;这个操作也是只针对具体的单张表，执行这个操作以后，只能在当前会话中进行读操作，其它会话是不能进行读操作的。
另外flush tables with read lock和lock tables user这两种锁只能在当前会话生效，如果退出或线程意外中止后，会自动执行unlock tables。
深入分析和理解MySQL中两大表类型的锁模式
MySQL表级锁MyISAM的锁模式
MySQL表级锁有两种模式：表共享锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table Write Lock)。
对MyISAM的读操作，不会阻塞其他用户对同一表请求，但会阻塞对同一表的写请求；
对MyISAM的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；
MyISAM表的读操作和写操作之间，以及写操作之间是串行的。
当一个线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。
MySQL表级锁的锁模式
MySQL的表锁有两种模式：表共享读锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table Write Lock)。锁模式的兼容如下表
可见对MySQL表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；对MySQL表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写请求；MySQL表的读和写操作之间，以及写和写操作之间是串行的！(当一线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁的线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。)
共享读锁
READ锁定后，当前线程不可以写入，其他线程写入会被阻塞到解锁后执行，查询不受影响。
独占写锁
WRITE锁定后，当前线程可以插入查询，其他进行插入查询会被阻塞到解锁后执行。
如何加表锁
MyISAM在执行查询语句(SELECT)前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作(UPDATE、DELETE、INSERT等)前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要用户干预，因此用户一般不需要直接用LOCK TABLE命令给MyISAM表显式加锁。在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并非必须如此。
给MyISAM表显示加锁，一般是为了一定程度模拟事务操作，实现对某一时间点多个表的一致性读取。例如，有一个订单表orders，其中记录有订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail，其中记录有订单每一产品的金额小计subtotal，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相等，可能就需要执行如下两条SQL：
SELECT SUM(total) FROM orders;
SELECT SUM(subtotal) FROM order_detail;
这时，如果不先给这两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句执行过程中，order_detail表可能已经发生了改变。因此正确的方法应该是：
LOCK tables orders read local,order_detail read local;
SELECT SUM(total) FROM orders;
SELECT SUM(subtotal) FROM order_detail;
Unlock tables;
要特别说明以下两点内容：
上面的例子在LOCK TABLES时加了‘local’选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾插入记录。
在用LOCKTABLES给表显式加表锁是时，必须同时取得所有涉及表的锁，并且MySQL支持锁升级。也就是说，在执行LOCK TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实在自动加锁的情况下也基本如此，MySQL问题一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁(Deadlock Free)的原因。
一个session使用LOCK TABLE 命令给表film_text加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录，但更新或访问其他表都会提示错误；同时另外一个session可以查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。当使用LOCK TABLE时，不仅需要一次锁定用到的所有表，而且同一个表在SQL语句中出现多少次，就要通过与SQL语句中相同的别名锁多少次，否则也会出错！
并发锁
在一定条件下，MyISAM也支持查询和操作的并发进行。MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM允许在一个读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾插入记录，都允许在表尾并发插入记录。
可以利用MyISAM存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入锁争用。例如将concurrent_insert系统变量为2，总是允许并发插入；同时通过定期在系统空闲时段执行OPTIONMIZE TABLE语句来整理空间碎片，回收因删除记录而产生的中间空洞。
MyISAM的锁调度
前面讲过，MyISAM存储引擎的读和写锁是互斥，读操作是串行的。那么一个进程请求某个MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？答案是写进程先获得锁。不仅如此，即使读进程先请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读请求之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求重要。这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因，因为大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能永远阻塞。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为。
通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。即：
SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1;
SET LOW_PRIORITY_INSERT=1;
SET LOW_PRIORITY_DELETE=1;
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用(如用户登录系统)中，读锁等待严重的问题。另外MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突，即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值，当一个表的读锁达到这个值后，MySQL变暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会。
上面已经讨论了写优先调度机制和解决办法。这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题。因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。
MySQL行级锁InnoDB的锁模式
InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务(TRANSACTION)；二是采用了行级锁。行级锁和表级锁本来就有许多不同之处，另外事务的引入也带来了一些新问题。
1、事务(Transaction)及其ACID属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有4属性，通常称为事务的ACID属性：
原性性(Actomicity)：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
一致性(Consistent)：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以操持完整性；事务结束时，所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的。
隔离性(Isolation)：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
持久性(Durable)：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
2、并发事务带来的问题
相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况：
更新丢失(Lost Update)：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题——最后的更新覆盖了其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的修改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题
脏读(Dirty Reads)：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”的数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做“脏读”。
不可重复读(Non-Repeatable Reads)：一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象叫做“不可重复读”。
幻读(Phantom Reads)：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
3、事务隔离级别
在并发事务处理带来的问题中，“更新丢失”通常应该是完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，基本可以分为以下两种。
一种是在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。另一种是不用加任何锁，通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照(Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别(语句级或事务级)的一致性读取。从用户的角度，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本，因此这种技术叫做数据多版本并发控制(ＭultiVersion Concurrency Control，简称MVCC或MCC)，也经常称为多版本数据库。
数据库的事务隔离级别越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的，同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别，每个级别的隔离程度不同，允许出现的副作用也不同，应用可以根据自己业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡＂隔离＂与＂并发＂的矛盾。
事务4种隔离级别比较
事务的4种隔离机制
未提交读
通过排他锁避免更新丢失。这个级别的事务可以读取到其他事务的未提交数据，所以会产生脏读。
已提交读
通过排他锁和共享空间锁来避免更新丢失和脏读。这个级别的事务可以读取到其他事务已经提交的数据，所以多次读取会出现“不可重复读”。
可重复读
通过排他锁和共享空间锁来避免更新丢失和脏读，在进行读锁的时候禁止写锁执行，写锁的时候禁止任何锁执行，用于避免重复读。
可序列化
最为严格的隔离机制，通过串行的方式保证事务一个一个执行。
最后要说明的是：各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准级别，另外还自己定义的Read only隔离级别：SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个级别外，还支持一个叫做＂快照＂的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级下是采用MVCC一致性读，但某些情况又不是。
并发事务出现的问题
更新丢失
两个并发事务A和B，A和B同时读取了数据，A修改数据提交后，B页修改数据进行提交，会覆盖A种修改的数据。
脏读
两个并发事务A和B，A读取并修改了数据但是没有提交，B此时读取了A修改后的数据并提交，此时A回滚了数据，那么B提交的数据会成为脏数据。
不可重复读
一个事务读取数据后，再次读取数据(同一条数据)发现两次数据不一致。
幻读
一个事务读取数据后，再次读取数据(相同条件读取的数据)，发现其他事务插入了满足条件的新数据。
查看隔离级别
select @@global.tx_isolation,@@tx_isolation;
查看InnoDB锁状态
show status like 'innodb_row_lock%';
通过查看返回结果中锁等待次数和平均等待时间来判断当前锁状况，如果比较高说明当前锁竞争严重，可以通过查看 schema.innodb_locks来进一步查询。
加锁的模式
InnoDB种不需要显式的加锁，会在执行语句时候自动加锁解锁。InnoDB行锁通过给索引上的索引项加锁，没有索引会加载聚集索引上。
三种索引方式
1、Record lock：直接对索引项加锁
2、Gap lock：对索引项第一条和最后一条的位置加锁(GAP锁)用于防止幻读(RC、RR隔离级别)。
3、Next-key lock：两者结合
InnoDB加锁如果使用索引(非主键)，会同时给索引项和聚集索引项加锁。范围查询的时候会锁住范围内的所有索引项。
注意：如果检索数据没有通过索引条件检索(全表扫描)，那么将对表中所有数据加锁。
获取InonoD行锁争用情况
可以通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况：
mysql> show status like 'innodb_row_lock%';
如果发现争用比较严重，如Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值比较高，还可以通过设置InnoDB Monitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等，并分析锁争用的原因。
InnoDB的行锁模式及加锁方法
InnoDB实现了以下两种类型的行锁：
共享锁(S)：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
排他锁(X)：允许获取排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同的数据集共享读锁和排他写锁。
另外，为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制，InnoDB还有两种内部使用的意向锁(Intention Locks)，这两种意向锁都是表锁：
意向共享锁(IS)：事务打算给数据行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。
意向排他锁(IX)：事务打算给数据行加排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
InnoDB行锁模式兼容性列表
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就请求的锁授予该事务；反之，如果两者两者不兼容，该事务就要等待锁释放。
意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预。对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会任何锁；事务可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排锁。
共享锁(Ｓ)：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE
排他锁(X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE
用SELECT .. IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT ... FOR UPDATE方式获取排他锁。
InnoDB行锁实现方式
InnoDB行锁是通过索引上的索引项来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特点意味者：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才会使用行级锁，否则InnoDB将使用表锁！在实际应用中，要特别注意InnoDB行锁的这一特性，不然的话，可能导致大量的锁冲突，从而影响并发性能。
间隙锁(Next-Key锁)
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据的索引项加锁；对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做“间隙(GAP)”，InnoDB也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制不是所谓的间隙锁(Next-Key锁)。
举例来说，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,...,100,101，下面的SQL：
SELECT * FROM emp WHERE empid > 100 FOR UPDATE
是一个范围条件的检索，InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁，也会对empid大于101(这些记录并不存在)的“间隙”加锁。
InnoDB使用间隙锁的目的，一方面是为了防止幻读，以满足相关隔离级别的要求，对于上面的例子，要是不使用间隙锁，如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事务如果再次执行上述语句，就会发生幻读；另一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。有关其恢复和复制对机制的影响，以及不同隔离级别下InnoDB使用间隙锁的情况。
很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，InnoDB这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入，这往往会造成严重的锁等待。因此在实际开发中，尤其是并发插入比较多的应用，我们要尽量优化业务逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据，避免使用范围条件。
什么时候使用表锁
对于InnoDB表，在绝大部分情况下都应该使用行级锁，因为事务和行锁往往是我们之所以选择InnoDB表的理由。但在个另特殊事务中，也可以考虑使用表级锁。
第一种情况是：事务需要更新大部分或全部数据，表又比较大，如果使用默认的行锁，不仅这个事务执行效率低，而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突，这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度。
第二种情况是：事务涉及多个表，比较复杂，很可能引起死锁，造成大量事务回滚。这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表，从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销。
当然，应用中这两种事务不能太多，否则就应该考虑使用MyISAM表。在InnoDB下 ，使用表锁要注意以下两点：
(1)、使用LOCK TALBES虽然可以给InnoDB加表级锁，但必须说明的是，表锁不是由InnoDB存储引擎层管理的，而是由其上一层MySQL Server负责的，仅当autocommit=0、innodb_table_lock=1(默认设置)时，InnoDB层才能知道MySQL加的表锁，MySQL Server才能感知InnoDB加的行锁，这种情况下，InnoDB才能自动识别涉及表级锁的死锁；否则InnoDB将无法自动检测并处理这种死锁。
(2)、在用LOCAK TABLES对InnoDB锁时要注意，要将AUTOCOMMIT设为0，否则MySQL不会给表加锁；事务结束前，不要用UNLOCAK TABLES释放表锁，因为UNLOCK TABLES会隐含地提交事务；COMMIT或ROLLBACK产不能释放用LOCAK TABLES加的表级锁，必须用UNLOCK TABLES释放表锁，正确的方式见如下语句。
例如，如果需要写表t1并从表t读，可以按如下做：
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCAK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;
关于死锁
MySQL表锁是deadlock free的，这是因为MySQL总是一次性获得所需的全部锁，要么全部满足，要么等待，因此不会出现死锁。但是在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步获得的，这就决定了InnoDB发生死锁是可能的。
发生死锁后，InnoDB一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并退回，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及锁的情况下，InnoDB并不能完全自动检测到死锁，这需要通过设置锁等待超时参数innodb_lock_wait_timeout来解决。需要说明的是，这个参数并不是只用来解决死锁问题，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获取所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖垮数据库。我们通过设置合适的锁等待超时阈值，可以避免这种情况发生。
通常来说，死锁都是应用设计的问题，通过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小、以及访问数据库的SQL语句，绝大部分都可以避免。下面就通过实例来介绍几种死锁的常用方法。
(1)在应用中，如果不同的程序会并发存取多个表，应尽量约定以相同的顺序为访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会。如果两个session访问两个表的顺序不同，发生死锁的机会就非常高！但如果以相同的顺序来访问，死锁就可能避免。
(2)在程序以批量方式处理数据的时候，如果事先对数据排序，保证每个线程按固定的顺序来处理记录，也可以大大降低死锁的可能。
(3)在事务中，如果要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不应该先申请共享锁，更新时再申请排他锁，甚至死锁。
(4)在REPEATEABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...ROR UPDATE加排他锁，在没有符合该记录情况下，两个线程都会加锁成功。程序发现记录尚不存在，就试图插入一条新记录，如果两个线程都这么做，就会出现死锁。这种情况下，将隔离级别改成READ COMMITTED，就可以避免问题。
(5)当隔离级别为READ COMMITED时，如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。此时只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁！这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。对于这种情况，可以直接做插入操作，然后再捕获主键重异常，或者在遇到主键重错误时，总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁。
尽管通过上面的设计和优化等措施，可以大减少死锁，但死锁很难完全避免。因此在程序设计中总是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。如果出现死锁，可以用SHOW INNODB STATUS命令来确定最后一个死锁产生的原因和改进措施。
总结
对于MySQL的表锁，主要有以下几点：
(1)共享读锁(S)之间是兼容的，但共享读锁(S)和排他写锁(X)之间，以及排他写锁之间(X)是互斥的，也就是说读和写是串行的。
(2)在一定条件下，MySQL允许查询和插入并发执行，我们可以利用这一点来解决应用中对同一表和插入的锁争用问题。
(3)MySQL默认的锁调度机制是写优先，这并不一定适合所有应用，用户可以通过设置LOW_PRIPORITY_UPDATES参数，或在INSERT、UPDATE、DELETE语句中指定LOW_PRIORITY选项来调节读写锁的争用。
(4)由于表锁的锁定粒度大，读写之间又是串行的，因此如果更新操作较多，MySQL表可能会出现严重的锁等待，可以考虑采用InnoDB表来减少锁冲突。
对于InnoDB表，主要有以下几点：
(1)InnoDB的行销是基于索引实现的，如果不通过索引访问数据，InnoDB会使用表锁。
(2)InnoDB间隙锁机制，以及InnoDB使用间隙锁的原因。
(3)在不同的隔离级别下，InnoDB的锁机制和一致性读策略不同。
(4)MySQL的恢复和复制对InnoDB锁机制和一致性读策略也有较大影响。
(5)锁冲突甚至死锁很难完全避免。
在了解InnoDB的锁特性后，用户可以通过设计和SQL调整等措施减少锁冲突和死锁，包括：
尽量使用较低的隔离级别
精心设计索引，并尽量使用索引访问数据，使加锁更精确，从而减少锁冲突的机会。
选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的几率也更小。
给记录集显示加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话，最好直接申请排他锁，而不是先申请共享锁，修改时再请求排他锁，这样容易产生死锁。
不同的程序访问一组表时，应尽量约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言，尽可能以固定的顺序存取表中的行。这样可以大减少死锁的机会。
尽量用相等条件访问数据，这样可以避免间隙锁对并发插入的影响。
不要申请超过实际需要的锁级别；除非必须，查询时不要显示加锁。
对于一些特定的事务，可以使用表锁来提高处理速度或减少死锁的可能。
事务控制
常用事务命令
//设置自动提交
SET AUTOCOMMIT = 1
//开始事务
START TRANSACTION
//提交事务
COMMIT
//回滚事务
ROLLBACK
//设置回滚点
SAVEPOINT point_name
//回滚到指定回滚点
ROLLBACK TO SAVEPOINT point_name
两阶段提交(2pc)
为了保证事务的一致性，MySQL采用两阶段提交机制。
首先调度方向数据方发送prepare T指令，数据方接受到后确认可以提交后，写日志同时返回ready T到调度方。
调度方收集每一个数据方的响应如果全部OK就发送commit T，各个数据放收到后将数据进行变更。如果响应结果为not commit，则发送给数据方Abort T，这时候所有数据方进行数据回滚。
调度起开始两阶段提交的时候会生成xid用于标示一个唯一的分布式事务。
XA START xid
XA END xid
XA PREPARE xid
XA COMMIT xid
XA ROLLBACK xid
相对其他数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。MySQL大致可归纳为以下3种锁：
表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。
行级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高。
页面锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般
MySQL各存储引擎使用了三种类型(级别)的锁定机制：MySQL有上述三种锁的级别：页级、表级、行级。
| 锁类型 | 存储引擎 | 特点 |
|---|---|---|
| 表级锁 | MyISAM、MEMORY、InnoDB(非默认) | 开销小，加锁快，不会死锁，颗粒大，并发低。 |
| 行级锁 | InnoDB | 开销大，加锁慢，会死锁，颗粒小，并发高。 |
| 页面锁 | BDB | 介于以上两种之间，会死锁。 |
从基本概念开始：
共享锁
共享锁的代号是S，是Share的缩写，共享锁的锁粒度是行或者元组(多个行)。一个事务获取了共享锁之后，可以对锁定范围内的数据执行读操作。
排它锁
排它锁的代号是X，是eXclusive的缩写，排它锁的粒度与共享锁相同，也是行或者元组。一个事务获取了排它锁之后，可以对锁定范围内的数据执行写操作。
假设有两个事务t1和t2
如果事务t1获取了一个元组的共享锁，事务t2还可以立即获取这个元组的共享锁，但不能立即获取这个元组的排它锁(必须等到t1释放共享锁之后)。
如果事务t1获取了一个元组的排它锁，事务t2不能立即获取这个元组的共享锁，也不能立即获取这个元组的排它锁(必须等到t1释放排它锁之后)
意向锁
意向锁是一种表锁，锁定的粒度是整张表，分为意向共享锁(IS)和意向排它锁(IX)两类。意向共享锁表示一个事务有意对数据上共享锁或者排它锁。“有意”这两个字表达的意思比较微妙，说的明白点就是指事务想干这个事但还没真去干。举例说明下意向共享锁，比如一个事务t执行了这样一个语句：select * from table lock in share model ，如果这个语句执行成功，就对表table上了一个意向共享锁。lock in share model就是说事务t1在接下来要执行的语句中要获取S锁。如果t1的select * from table lock in share model执行成功，那么接下来t1应该可以畅通无阻的去执行只需要共享锁的语句了。意向排它锁的含义同理可知，上例中要获取意向排它锁，可以使用select * from table for update。
lock in share model 和 for update这两个东西在数据率理论中还有个学名叫悲观锁，与悲观锁相对的当然还有乐观锁。大家可以看到各种锁都是成双成对出现的。关于悲观锁和乐观锁的问题暂且不表，下文再来详述。
锁的互斥与兼容关系
锁和锁之间的关系，要么是相容的，要么是互斥的。
锁a和锁b相容是指：操作同样一组数据时，如果事务t1获取了锁a,另一个事务t2还可以获取锁b；
锁a和锁b互斥是指：操作同样一组数据时，如果事务t1获取了锁a，另一个事务t2在t1释放锁a之前无法获取锁b。
上面提到的共享锁、排它锁、意向共享锁、意向排它锁相互之前都是有兼容/互斥关系的，可以用一个兼容性矩阵表示(y表示兼容，n表示不兼容):
X S IX IS
X n n n n
S n y n y
IX n n y y
IS n y y y
兼容性矩阵为什么是这个样子的
X和S的相互关系在上文中解释过了，IX和IS的相互关系全部是兼容，这也很好理解，因为它们都只是“有意”，还处于YY阶段，没有真干，所以是可以兼容的；
剩下的就是X和IX，X和IS, S和IX， S和IS的关系了，我们可以由X和S的关系推导出这四组关系。
简单的说：X和IX的=X和X的关系。为什么呢？因为事务在获取IX锁后，接下来就有权利获取X锁。如果X和IX兼容的话，就会出现两个事务都获取了X锁的情况，这与我们已知的X与X互斥是矛盾的，所以X与IX只能是互斥关系。其余的三组关系同理，可用同样的方式推导出来。
对于 UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会加任何锁；事务可以通过显式给记录集加共享锁或排他锁。
其它：
一致性非阻塞读
select... lock in share mode和select ... for update的区别
索引记录锁
间隙锁
后码锁
各种语句对应的锁类型
在有索引的情况下是以后码锁为基础的行级锁，在固定索引键查找的情况下是索引记录锁，在没有可用索引的情况下上升到表锁。
有索引的情况：
select ... from 一致性非阻塞读，不上锁。在serializable隔离级别下例外，在这个隔离级别下上共享后码锁
select ... from ... lock in share mode 共享后码锁
select ... from ... for update 排它后码锁
update .... where 排它后码锁
delete from .... where 排它后码锁
insert ... 排它索引记录锁，如果发生键值唯一性冲突则转成共享锁
insert ... on duplicate key update ，一直都是排它锁
replace ... 一直都是排它锁
LOCK_TABLES
用于手动锁定当前执行线程的表，简单的语法为：
LOCK TABLES table_name [READ|WRITE]
通过READ 或者 WRITE 来获取读锁和写锁。如果加锁的时候已经被其他线程锁定，则会阻塞到其他线程解锁。
READ锁定后，当前线程不可以写入，其他线程写入会被阻塞到解锁后执行，查询不受影响。
WRITE锁定后，当前线程可以插入查询，其他进行插入查询会被阻塞到解锁后执行。
UNLOCK TABLES
解除当前线程的所有锁定，一般会话结束的时候会自动进行解锁。
MySQL中不同存储引擎支持不同方式的锁，通常会进行自动管理。MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁(table-level locking)；BDB存储引擎采用的是页面锁(page-level -locking)，但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁(row-level locking)，也支持表级锁，但默认情况下是采用行级锁。下面我们先分析一下MySQL这三种锁定的特点和各自的优劣所在。
● 行级锁定(row-level)
行级锁定最大的特点就是锁定对象的颗粒度很小，也是目前各大数据库管理软件所实现的锁定颗粒度最小的。由于锁定颗粒度很小，所以发生锁定资源争用的概率也最小，能够给予应用程序尽可能大的并发处理能力而提高一些需要高并发应用系统的整体性能。虽然能够在并发处理能力上面有较大的优势，但是行级锁定也因此带来了不少弊端。由于锁定资源的颗粒度很小，所以每次获取锁和释放锁需要做的事情也更多，带来的消耗自然也就更大了。此外，行级锁定也最容易发生死锁。
● 表级锁定(table-level)
和行级锁定相反，表级别的锁定是MySQL各存储引擎中最大颗粒度的锁定机制。该锁定机制最大的特点是实现逻辑非常简单，带来的系统负面影响最小，所以获取锁和释放锁的速度很快。由于表级锁一次会将整个表锁定，所以可以很好的避免困扰我们的死锁问题。当然，锁定颗粒度大所带来最大的负面影响就是出现锁定资源争用的概率也会最高，致使并大度大打折扣。
MySQL表级锁的锁模式
MySQL的表级锁有两种模式：表共享读锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table WriteLock)。MyISAM在执行查询语句(SELECT)前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作(UPDATE、DELETE、 INSERT等)前，会自动给涉及的表加写锁。所以对MyISAM表进行操作，会有以下情况：
a、对MyISAM表的读操作(加读锁)，不会阻塞其他进程对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求。只有当读锁释放后，才会执行其它进程的写操作。
b、对MyISAM表的写操作(加写锁)，会阻塞其他进程对同一表的读和写操作，只有当写锁释放后，才会执行其它进程的读写操作。
并发插入
原则上数据表有一个读锁时，其它进程无法对此表进行更新操作，但在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
a、当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
b、当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞(即表的中间没有被删除的行)，MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
c、当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。
MyISAM的锁调度
由于MySQL认为写请求一般比读请求要重要，所以如果有读写请求同时进行的话，MYSQL将会优先执行写操作。这样MyISAM表在进行大量的更新操作时(特别是更新的字段中存在索引的情况下)，会造成查询操作很难获得读锁，从而导致查询阻塞。我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为：
a、通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
b、通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
c、通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法。这里要说明的就是，不要盲目的给mysql设置为读优先，因为一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”。只有根据你的实际情况，来决定设置哪种操作优先。这些方法还是没有从根本上同时解决查询和更新的问题。 在一个有大数据量高并发表的mysql里，我们还可采用另一种策略来进行优化，那就是通过mysql主从(读写)分离来实现负载均衡，这样可避免优先哪一种操作从而可能导致另一种操作的堵塞。
● 页级锁定(page-level)
页级锁定是MySQL 中比较独特的一种锁定级别，在其他数据库管理软件中也并不是太常见。页级锁定的特点是锁定颗粒度介于行级锁定与表级锁之间，所以获取锁定所需要的资源开销，以及所能提供的并发处理能力也同样是介于上面二者之间。另外，页级锁定和行级锁定一样，会发生死锁。
在数据库实现资源锁定的过程中，随着锁定资源颗粒度的减小，锁定相同数据量的数据所需要消耗的内存数量是越来越多的，实现算法也会越来越复杂。不过，随着锁定资源颗粒度的减小，应用程序的访问请求遇到锁等待的可能性也会随之降低，系统整体并发度也随之提升。
MySQL 的表级锁定主要分为两种类型，一种是读锁定，另一种是写锁定。在MySQL 中，主要通过四个队列来维护这两种锁定：两个存放当前正在锁定中的读和写锁定信息，另外两个存放等待中的读写锁定信息，如下：
•Current read-lock queue (lock->read)
•Pending read-lock queue (lock->read_wait)
•Current write-lock queue (lock->write)
•Pending write-lock queue (lock->write_wait)
读锁定
一个新的客户端请求在申请获取读锁定资源的时候，需要满足两个条件：
1、请求锁定的资源当前没有被写锁定；
2、写锁定等待队列(Pending write-lock queue)中没有更高优先级的写锁定等待；
如果满足了上面两个条件之后，该请求会被立即通过，并将相关的信息存入Current read-lock queue 中，而如果上面两个条件中任何一个没有满足，都会被迫进入等待队列Pending read-lock queue中等待资源的释放。
写锁定
当客户端请求写锁定的时候，MySQL 首先检查在Current write-lock queue 是否已经有锁定相同资源的信息存在。如果Current write-lock queue 没有，则再检查Pending write-lock queue，如果在Pending write-lock queue 中找到了，自己也需要进入等待队列并暂停自身线程等待锁定资源。反之，如果Pending write-lock queue 为空，则再检测Current read-lock queue，如果有锁定存在，则同样需要进入Pending write-lock queue 等待。当然，也可能遇到以下这两种特殊情况：
1. 请求锁定的类型为WRITE_DELAYED;
2. 请求锁定的类型为WRITE_CONCURRENT_INSERT 或者是TL_WRITE_ALLOW_WRITE， 同时Current read lock 是READ_NO_INSERT 的锁定类型。
当遇到这两种特殊情况的时候，写锁定会立即获得而进入Current write-lock queue 中如果刚开始第一次检测就Current write-lock queue 中已经存在了锁定相同资源的写锁定存在，那么就只能进入等待队列等待相应资源锁定的释放了。读请求和写等待队列中的写锁请求的优先级规则主要为以下规则决定：
1. 除了READ_HIGH_PRIORITY 的读锁定之外，Pending write-lock queue 中的WRITE 写锁定能够阻塞所有其他的读锁定；
2. READ_HIGH_PRIORITY 读锁定的请求能够阻塞所有Pending write-lock queue 中的写锁定；
3. 除了WRITE 写锁定之外，Pending write-lock queue 中的其他任何写锁定都比读锁定的优先级低。
写锁定出现在Current write-lock queue 之后，会阻塞除了以下情况下的所有其他锁定的请求：
1. 在某些存储引擎的允许下，可以允许一个WRITE_CONCURRENT_INSERT 写锁定请求
2. 写锁定为WRITE_ALLOW_WRITE 的时候，允许除了WRITE_ONLY 之外的所有读和写锁定请求
3. 写锁定为WRITE_ALLOW_READ 的时候，允许除了READ_NO_INSERT 之外的所有读锁定请求
4. 写锁定为WRITE_DELAYED 的时候，允许除了READ_NO_INSERT 之外的所有读锁定请求
5. 写锁定为WRITE_CONCURRENT_INSERT 的时候，允许除了READ_NO_INSERT 之外的所有读锁定请求
对于MySQL来说，有三种锁的级别：页级、表级、行级。
页级的典型代表引擎为BDB。
表级的典型代表引擎为MyISAM,MEMORY以及很久以前的ISAM。
行级的典型代表引擎为INNODB。
实际应用中用的最多的就是行锁。
行级锁的优点如下：
1)、当很多连接分别进行不同的查询时减小LOCK状态。
2)、如果出现异常，可以减少数据的丢失。因为一次可以只回滚一行或者几行少量的数据。
行级锁的缺点如下：
1)、比页级锁和表级锁要占用更多的内存。
2)、进行查询时比页级锁和表级锁需要的I/O要多，所以我们经常把行级锁用在写操作而不是读操作。
3)、容易出现死锁。
MySQL用写队列和读队列来实现对数据库的写和读操作。
对于写锁定如下：
1)、如果表没有加锁，那么对其加写锁定。
2)、否则，那么把请求放入写锁队列中。
对于读锁定如下：
1)、如果表没有加写锁，那么加一个读锁。
2)、否则，那么把请求放到读锁队列中。
当然我们可以分别用low_priority 以及high_priority在写和读操作上来改变这些行为。
FLUSH TABLES WITH READ LOCK
这个命令是全局读锁定，执行了命令之后所有库所有表都被锁定只读。一般都是用在数据库联机备份，这个时候数据库的写操作将被阻塞，读操作顺利进行。解锁的语句也是unlock tables。
LOCK TABLES tbl_name [AS alias] {READ [LOCAL] | [LOW_PRIORITY] WRITE}
这个命令是表级别的锁定，可以定制锁定某一个表。例如： lock tables test read; 不影响其他表的写操作。解锁语句也是unlock tables。
这两个语句在执行的时候都需要注意个特点，就是 隐式提交的语句。在退出mysql终端的时候都会隐式的执行unlock tables。也就是如果要让表锁定生效就必须一直保持对话。
MySQL的read lock和wirte lock
read-lock: 允许其他并发的读请求，但阻塞写请求，即可以同时读，但不允许任何写。也叫共享锁
write-lock: 不允许其他并发的读和写请求，是排他的(exclusive)。也叫独占锁
to lock everything--completely. Very simple.
use mydatabase;
flush tables with read lock;
unlock tables;
This closes all open tables and locks all tables for all databases with a read lock until you execute UNLOCK TABLES.
FLUSH TABLES WITH READ LOCK和LOCK TABLE语句的区别
前者先将打开的表关闭，将在内存中的数据写到磁盘上(不过mysql并不能保证这个能够成功，因为它跟操作系统有关系，详细请查阅你的操作系统文档)，完成之后才加锁；后者直接加锁。
FLUSH TABLES WITH READ LOCK 对于所有带读取锁定的数据库，关闭所有打开的表，并锁定所有的表，直到执行UNLOCK TABLES为止，在此期间其他任何的都不能对该数据库操作。但是flush tables with read lock只锁表之前要将内存中的数据写入到数据库中去，但是lock table不需要写入数据库中去，直接锁表，解锁都是用unlock table来进行解锁。
执行'flush tables with read lock'以后所有数据库的表都处于锁定状态，不能删除表，不能修改数据，加数据等操作，一般这种操作是数据库在线备份的时候用到的，这个时候数据库写是不能写，但是读操作能够正常执行。
lock tables users read;这个操作只针对具体的单张表，执行这个操作，可以共享读写操作，在其他会话中也可以读这张表。
lock tables users write;这个操作也是只针对具体的单张表，执行这个操作以后，只能在当前会话中进行读操作，其它会话是不能进行读操作的。
另外flush tables with read lock和lock tables user这两种锁只能在当前会话生效，如果退出或线程意外中止后，会自动执行unlock tables。
深入分析和理解MySQL中两大表类型的锁模式
MySQL表级锁MyISAM的锁模式
MySQL表级锁有两种模式：表共享锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table Write Lock)。
对MyISAM的读操作，不会阻塞其他用户对同一表请求，但会阻塞对同一表的写请求；
对MyISAM的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；
MyISAM表的读操作和写操作之间，以及写操作之间是串行的。
当一个线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。
MySQL表级锁的锁模式
MySQL的表锁有两种模式：表共享读锁(Table Read Lock)和表独占写锁(Table Write Lock)。锁模式的兼容如下表
| 当前锁模式/是否兼容/请求锁模式 | None | 读锁 | 写锁 |
| 读锁 | 是 | 是 | 否 |
| 写锁 | 是 | 否 | 否 |
可见对MySQL表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；对MySQL表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写请求；MySQL表的读和写操作之间，以及写和写操作之间是串行的！(当一线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁的线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。)
共享读锁
READ锁定后，当前线程不可以写入，其他线程写入会被阻塞到解锁后执行，查询不受影响。
独占写锁
WRITE锁定后，当前线程可以插入查询，其他进行插入查询会被阻塞到解锁后执行。
如何加表锁
MyISAM在执行查询语句(SELECT)前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作(UPDATE、DELETE、INSERT等)前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要用户干预，因此用户一般不需要直接用LOCK TABLE命令给MyISAM表显式加锁。在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并非必须如此。
给MyISAM表显示加锁，一般是为了一定程度模拟事务操作，实现对某一时间点多个表的一致性读取。例如，有一个订单表orders，其中记录有订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail，其中记录有订单每一产品的金额小计subtotal，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相等，可能就需要执行如下两条SQL：
SELECT SUM(total) FROM orders;
SELECT SUM(subtotal) FROM order_detail;
这时，如果不先给这两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句执行过程中，order_detail表可能已经发生了改变。因此正确的方法应该是：
LOCK tables orders read local,order_detail read local;
SELECT SUM(total) FROM orders;
SELECT SUM(subtotal) FROM order_detail;
Unlock tables;
要特别说明以下两点内容：
上面的例子在LOCK TABLES时加了‘local’选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾插入记录。
在用LOCKTABLES给表显式加表锁是时，必须同时取得所有涉及表的锁，并且MySQL支持锁升级。也就是说，在执行LOCK TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实在自动加锁的情况下也基本如此，MySQL问题一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁(Deadlock Free)的原因。
一个session使用LOCK TABLE 命令给表film_text加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录，但更新或访问其他表都会提示错误；同时另外一个session可以查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。当使用LOCK TABLE时，不仅需要一次锁定用到的所有表，而且同一个表在SQL语句中出现多少次，就要通过与SQL语句中相同的别名锁多少次，否则也会出错！
并发锁
在一定条件下，MyISAM也支持查询和操作的并发进行。MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM允许在一个读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾插入记录，都允许在表尾并发插入记录。
可以利用MyISAM存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入锁争用。例如将concurrent_insert系统变量为2，总是允许并发插入；同时通过定期在系统空闲时段执行OPTIONMIZE TABLE语句来整理空间碎片，回收因删除记录而产生的中间空洞。
MyISAM的锁调度
前面讲过，MyISAM存储引擎的读和写锁是互斥，读操作是串行的。那么一个进程请求某个MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？答案是写进程先获得锁。不仅如此，即使读进程先请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读请求之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求重要。这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因，因为大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能永远阻塞。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为。
通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。即：
SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1;
SET LOW_PRIORITY_INSERT=1;
SET LOW_PRIORITY_DELETE=1;
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用(如用户登录系统)中，读锁等待严重的问题。另外MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突，即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值，当一个表的读锁达到这个值后，MySQL变暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会。
上面已经讨论了写优先调度机制和解决办法。这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题。因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。
MySQL行级锁InnoDB的锁模式
InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务(TRANSACTION)；二是采用了行级锁。行级锁和表级锁本来就有许多不同之处，另外事务的引入也带来了一些新问题。
1、事务(Transaction)及其ACID属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有4属性，通常称为事务的ACID属性：
原性性(Actomicity)：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
一致性(Consistent)：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以操持完整性；事务结束时，所有的内部数据结构(如B树索引或双向链表)也都必须是正确的。
隔离性(Isolation)：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
持久性(Durable)：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
2、并发事务带来的问题
相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况：
更新丢失(Lost Update)：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生丢失更新问题——最后的更新覆盖了其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的修改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题
脏读(Dirty Reads)：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”的数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做“脏读”。
不可重复读(Non-Repeatable Reads)：一个事务在读取某些数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象叫做“不可重复读”。
幻读(Phantom Reads)：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
3、事务隔离级别
在并发事务处理带来的问题中，“更新丢失”通常应该是完全避免的。但防止更新丢失，并不能单靠数据库事务控制器来解决，需要应用程序对要更新的数据加必要的锁来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。
“脏读”、“不可重复读”和“幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，基本可以分为以下两种。
一种是在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。另一种是不用加任何锁，通过一定机制生成一个数据请求时间点的一致性数据快照(Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别(语句级或事务级)的一致性读取。从用户的角度，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本，因此这种技术叫做数据多版本并发控制(ＭultiVersion Concurrency Control，简称MVCC或MCC)，也经常称为多版本数据库。
数据库的事务隔离级别越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上“串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的，同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别，每个级别的隔离程度不同，允许出现的副作用也不同，应用可以根据自己业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡＂隔离＂与＂并发＂的矛盾。
事务4种隔离级别比较
| 隔离级别/读数据一致性及允许的并发副作用 | 读数据一致性 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
未提交读(Read uncommitted) | 最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交度(Read committed) | 语句级 | 否 | 是 | 是 |
| 可重复读(Repeatable read) | 事务级 | 否 | 否 | 是 |
| 可序列化(Serializable) | 最高级别，事务级 | 否 | 否 | 否 |
事务的4种隔离机制
未提交读
通过排他锁避免更新丢失。这个级别的事务可以读取到其他事务的未提交数据，所以会产生脏读。
已提交读
通过排他锁和共享空间锁来避免更新丢失和脏读。这个级别的事务可以读取到其他事务已经提交的数据，所以多次读取会出现“不可重复读”。
可重复读
通过排他锁和共享空间锁来避免更新丢失和脏读，在进行读锁的时候禁止写锁执行，写锁的时候禁止任何锁执行，用于避免重复读。
可序列化
最为严格的隔离机制，通过串行的方式保证事务一个一个执行。
最后要说明的是：各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准级别，另外还自己定义的Read only隔离级别：SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个级别外，还支持一个叫做＂快照＂的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级下是采用MVCC一致性读，但某些情况又不是。
并发事务出现的问题
更新丢失
两个并发事务A和B，A和B同时读取了数据，A修改数据提交后，B页修改数据进行提交，会覆盖A种修改的数据。
脏读
两个并发事务A和B，A读取并修改了数据但是没有提交，B此时读取了A修改后的数据并提交，此时A回滚了数据，那么B提交的数据会成为脏数据。
不可重复读
一个事务读取数据后，再次读取数据(同一条数据)发现两次数据不一致。
幻读
一个事务读取数据后，再次读取数据(相同条件读取的数据)，发现其他事务插入了满足条件的新数据。
查看隔离级别
select @@global.tx_isolation,@@tx_isolation;
查看InnoDB锁状态
show status like 'innodb_row_lock%';
通过查看返回结果中锁等待次数和平均等待时间来判断当前锁状况，如果比较高说明当前锁竞争严重，可以通过查看 schema.innodb_locks来进一步查询。
加锁的模式
InnoDB种不需要显式的加锁，会在执行语句时候自动加锁解锁。InnoDB行锁通过给索引上的索引项加锁，没有索引会加载聚集索引上。
三种索引方式
1、Record lock：直接对索引项加锁
2、Gap lock：对索引项第一条和最后一条的位置加锁(GAP锁)用于防止幻读(RC、RR隔离级别)。
3、Next-key lock：两者结合
InnoDB加锁如果使用索引(非主键)，会同时给索引项和聚集索引项加锁。范围查询的时候会锁住范围内的所有索引项。
注意：如果检索数据没有通过索引条件检索(全表扫描)，那么将对表中所有数据加锁。
获取InonoD行锁争用情况
可以通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况：
mysql> show status like 'innodb_row_lock%';
如果发现争用比较严重，如Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值比较高，还可以通过设置InnoDB Monitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等，并分析锁争用的原因。
InnoDB的行锁模式及加锁方法
InnoDB实现了以下两种类型的行锁：
共享锁(S)：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
排他锁(X)：允许获取排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同的数据集共享读锁和排他写锁。
另外，为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制，InnoDB还有两种内部使用的意向锁(Intention Locks)，这两种意向锁都是表锁：
意向共享锁(IS)：事务打算给数据行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。
意向排他锁(IX)：事务打算给数据行加排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
InnoDB行锁模式兼容性列表
| 当前锁模式/是否兼容/请求锁模式 | X | IX | S | IS |
| X | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 |
| IX | 冲突 | 兼容 | 冲突 | 兼容 |
| S | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 |
| IS | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就请求的锁授予该事务；反之，如果两者两者不兼容，该事务就要等待锁释放。
意向锁是InnoDB自动加的，不需用户干预。对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给涉及及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB会自动给涉及数据集加排他锁(X)；对于普通SELECT语句，InnoDB不会任何锁；事务可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排锁。
共享锁(Ｓ)：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE
排他锁(X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE
用SELECT .. IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT ... FOR UPDATE方式获取排他锁。
InnoDB行锁实现方式
InnoDB行锁是通过索引上的索引项来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特点意味者：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才会使用行级锁，否则InnoDB将使用表锁！在实际应用中，要特别注意InnoDB行锁的这一特性，不然的话，可能导致大量的锁冲突，从而影响并发性能。
间隙锁(Next-Key锁)
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据的索引项加锁；对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做“间隙(GAP)”，InnoDB也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制不是所谓的间隙锁(Next-Key锁)。
举例来说，假如emp表中只有101条记录，其empid的值分别是1,2,...,100,101，下面的SQL：
SELECT * FROM emp WHERE empid > 100 FOR UPDATE
是一个范围条件的检索，InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁，也会对empid大于101(这些记录并不存在)的“间隙”加锁。
InnoDB使用间隙锁的目的，一方面是为了防止幻读，以满足相关隔离级别的要求，对于上面的例子，要是不使用间隙锁，如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事务如果再次执行上述语句，就会发生幻读；另一方面，是为了满足其恢复和复制的需要。有关其恢复和复制对机制的影响，以及不同隔离级别下InnoDB使用间隙锁的情况。
很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，InnoDB这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入，这往往会造成严重的锁等待。因此在实际开发中，尤其是并发插入比较多的应用，我们要尽量优化业务逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据，避免使用范围条件。
什么时候使用表锁
对于InnoDB表，在绝大部分情况下都应该使用行级锁，因为事务和行锁往往是我们之所以选择InnoDB表的理由。但在个另特殊事务中，也可以考虑使用表级锁。
第一种情况是：事务需要更新大部分或全部数据，表又比较大，如果使用默认的行锁，不仅这个事务执行效率低，而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突，这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度。
第二种情况是：事务涉及多个表，比较复杂，很可能引起死锁，造成大量事务回滚。这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表，从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销。
当然，应用中这两种事务不能太多，否则就应该考虑使用MyISAM表。在InnoDB下 ，使用表锁要注意以下两点：
(1)、使用LOCK TALBES虽然可以给InnoDB加表级锁，但必须说明的是，表锁不是由InnoDB存储引擎层管理的，而是由其上一层MySQL Server负责的，仅当autocommit=0、innodb_table_lock=1(默认设置)时，InnoDB层才能知道MySQL加的表锁，MySQL Server才能感知InnoDB加的行锁，这种情况下，InnoDB才能自动识别涉及表级锁的死锁；否则InnoDB将无法自动检测并处理这种死锁。
(2)、在用LOCAK TABLES对InnoDB锁时要注意，要将AUTOCOMMIT设为0，否则MySQL不会给表加锁；事务结束前，不要用UNLOCAK TABLES释放表锁，因为UNLOCK TABLES会隐含地提交事务；COMMIT或ROLLBACK产不能释放用LOCAK TABLES加的表级锁，必须用UNLOCK TABLES释放表锁，正确的方式见如下语句。
例如，如果需要写表t1并从表t读，可以按如下做：
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCAK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;
关于死锁
MySQL表锁是deadlock free的，这是因为MySQL总是一次性获得所需的全部锁，要么全部满足，要么等待，因此不会出现死锁。但是在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步获得的，这就决定了InnoDB发生死锁是可能的。
发生死锁后，InnoDB一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并退回，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及锁的情况下，InnoDB并不能完全自动检测到死锁，这需要通过设置锁等待超时参数innodb_lock_wait_timeout来解决。需要说明的是，这个参数并不是只用来解决死锁问题，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获取所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖垮数据库。我们通过设置合适的锁等待超时阈值，可以避免这种情况发生。
通常来说，死锁都是应用设计的问题，通过调整业务流程、数据库对象设计、事务大小、以及访问数据库的SQL语句，绝大部分都可以避免。下面就通过实例来介绍几种死锁的常用方法。
(1)在应用中，如果不同的程序会并发存取多个表，应尽量约定以相同的顺序为访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会。如果两个session访问两个表的顺序不同，发生死锁的机会就非常高！但如果以相同的顺序来访问，死锁就可能避免。
(2)在程序以批量方式处理数据的时候，如果事先对数据排序，保证每个线程按固定的顺序来处理记录，也可以大大降低死锁的可能。
(3)在事务中，如果要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不应该先申请共享锁，更新时再申请排他锁，甚至死锁。
(4)在REPEATEABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...ROR UPDATE加排他锁，在没有符合该记录情况下，两个线程都会加锁成功。程序发现记录尚不存在，就试图插入一条新记录，如果两个线程都这么做，就会出现死锁。这种情况下，将隔离级别改成READ COMMITTED，就可以避免问题。
(5)当隔离级别为READ COMMITED时，如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。此时只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁！这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。对于这种情况，可以直接做插入操作，然后再捕获主键重异常，或者在遇到主键重错误时，总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁。
尽管通过上面的设计和优化等措施，可以大减少死锁，但死锁很难完全避免。因此在程序设计中总是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。如果出现死锁，可以用SHOW INNODB STATUS命令来确定最后一个死锁产生的原因和改进措施。
总结
对于MySQL的表锁，主要有以下几点：
(1)共享读锁(S)之间是兼容的，但共享读锁(S)和排他写锁(X)之间，以及排他写锁之间(X)是互斥的，也就是说读和写是串行的。
(2)在一定条件下，MySQL允许查询和插入并发执行，我们可以利用这一点来解决应用中对同一表和插入的锁争用问题。
(3)MySQL默认的锁调度机制是写优先，这并不一定适合所有应用，用户可以通过设置LOW_PRIPORITY_UPDATES参数，或在INSERT、UPDATE、DELETE语句中指定LOW_PRIORITY选项来调节读写锁的争用。
(4)由于表锁的锁定粒度大，读写之间又是串行的，因此如果更新操作较多，MySQL表可能会出现严重的锁等待，可以考虑采用InnoDB表来减少锁冲突。
对于InnoDB表，主要有以下几点：
(1)InnoDB的行销是基于索引实现的，如果不通过索引访问数据，InnoDB会使用表锁。
(2)InnoDB间隙锁机制，以及InnoDB使用间隙锁的原因。
(3)在不同的隔离级别下，InnoDB的锁机制和一致性读策略不同。
(4)MySQL的恢复和复制对InnoDB锁机制和一致性读策略也有较大影响。
(5)锁冲突甚至死锁很难完全避免。
在了解InnoDB的锁特性后，用户可以通过设计和SQL调整等措施减少锁冲突和死锁，包括：
尽量使用较低的隔离级别
精心设计索引，并尽量使用索引访问数据，使加锁更精确，从而减少锁冲突的机会。
选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的几率也更小。
给记录集显示加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话，最好直接申请排他锁，而不是先申请共享锁，修改时再请求排他锁，这样容易产生死锁。
不同的程序访问一组表时，应尽量约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言，尽可能以固定的顺序存取表中的行。这样可以大减少死锁的机会。
尽量用相等条件访问数据，这样可以避免间隙锁对并发插入的影响。
不要申请超过实际需要的锁级别；除非必须，查询时不要显示加锁。
对于一些特定的事务，可以使用表锁来提高处理速度或减少死锁的可能。
事务控制
常用事务命令
//设置自动提交
SET AUTOCOMMIT = 1
//开始事务
START TRANSACTION
//提交事务
COMMIT
//回滚事务
ROLLBACK
//设置回滚点
SAVEPOINT point_name
//回滚到指定回滚点
ROLLBACK TO SAVEPOINT point_name
两阶段提交(2pc)
为了保证事务的一致性，MySQL采用两阶段提交机制。
首先调度方向数据方发送prepare T指令，数据方接受到后确认可以提交后，写日志同时返回ready T到调度方。
调度方收集每一个数据方的响应如果全部OK就发送commit T，各个数据放收到后将数据进行变更。如果响应结果为not commit，则发送给数据方Abort T，这时候所有数据方进行数据回滚。
调度起开始两阶段提交的时候会生成xid用于标示一个唯一的分布式事务。
XA START xid
XA END xid
XA PREPARE xid
XA COMMIT xid
XA ROLLBACK xid
该文章最后由 阿炯 于 2018-06-24 20:24:04 更新，目前是第 2 版。