行级锁
劣势：开销大，加锁慢；会出现死锁；
优势：锁定粒度小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高。
页级锁
开销和加锁时间介于表锁和行锁之间；会出现死锁；
锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发处理能力一般。只需了解一下。
表级锁
劣势：锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。
优势：开销小，加锁快；不会出现死锁；
共享读锁：lock table tableName read;
独占写锁：lock table tableName write;
批量解锁：unlock tables;
MySQL 事务属性
事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有ACID属性。 **原子性**（Atomicity）：事务是一个原子操作单元。在当时原子是不可分割的最小元素，其对数据的修改，要么全部成功，要么全部都不成功。 **一致性**（Consistent）：事务开始到结束的时间段内，数据都必须保持一致状态。 **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。 **持久性**（Durable）：事务完成后，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。
事务常见问题
更新丢失（Lost Update） 原因：当多个事务选择同一行操作，并且都是基于最初选定的值，由于每个事务都不知道其他事务的存在，就会发生更新覆盖的问题。类比github提交冲突。
脏读（Dirty Reads） 原因：事务A读取了事务B已经修改但尚未提交的数据。若事务B回滚数据，事务A的数据存在不一致性的问题。
不可重复读（Non-Repeatable Reads） 原因：事务A第一次读取最初数据，第二次读取事务B已经提交的修改或删除数据。导致两次读取数据不一致。不符合事务的隔离性。
幻读（Phantom Reads） 原因：事务A根据相同条件第二次查询到事务B提交的新增数据，两次数据结果集不一致。不符合事务的隔离性。
幻读和脏读有点类似 脏读是事务B里面修改了数据， 幻读是事务B里面新增了数据。
事务的隔离级别
数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大。这是因为事务隔离实质上是将事务在一定程度上”串行”进行，这显然与”并发”是矛盾的。根据自己的业务逻辑，权衡能接受的最大副作用。从而平衡了”隔离” 和 “并发”的问题。MySQL默认隔离级别是可重复读。脏读，不可重复读，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。
| 隔离级别 | 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 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交读(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 |
查看当前数据库的事务隔离级别：show variables like ‘tx_isolation’;
1 | mysql> show variables like 'tx_isolation'; |
间隙锁
当我们用范围条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；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，这种锁机制就是所谓的间隙锁(Next-Key锁)。
1 | Transaction-A |
危害(坑)：若执行的条件是范围过大，则InnoDB会将整个范围内所有的索引键值全部锁定，很容易对性能造成影响。
锁模式
**共享锁（S）**：也称读锁，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)：也称写锁，独占锁，允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的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）**：事务打算给数据行加行共享锁，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行排他锁，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的行锁加锁方法
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；事务可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排他锁。
- 共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE … LOCK IN SHARE MODE。
- 排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE … FOR UPDATE。
InnoDB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。
(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 |
InnoDB行锁实现方式
InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁 来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。
InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！
- 在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。
- 由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果是使用相同的索引键，是会出现锁冲突的。
- 当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。
- 即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果MySQL认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。
InnoDB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记录的索引项加锁；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，这种锁机制就是所谓的间隙锁（Next-Key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.
- 一方面是满足其恢复和复制的需要.
InnoDB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。但在个别特殊事务中，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。
InnoDB使用表锁注意事项
使用LOCK TABLES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_locks=1（默认设置）时，InnoDB层才能知道MySQL加的表锁，MySQL Server也才能感知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。
在用 LOCK TABLES对InnoDB表加锁时要注意，要将AUTOCOMMIT设为0，否则MySQL不会给表加锁；事务结束前，不要用UNLOCK TABLES释放表锁，因为UNLOCK TABLES会隐含地提交事务；COMMIT或ROLLBACK并不能释放用LOCK TABLES加的表级锁，必须用UNLOCK TABLES释放表锁。
死锁
MyISAM表锁是deadlock free的，这是因为MyISAM总是一次获得所需的全部锁，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，这就决定了在InnoDB中发生死锁是可能的。
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回退，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及表锁的情况下，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得所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖跨数据库。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。
分析行锁定
通过检查InnoDB_row_lock 状态变量分析系统上的行锁的争夺情况 show status like ‘innodb_row_lock%’
1 | +-------------------------------+-------+ |
innodb_row_lock_current_waits: 当前正在等待锁定的数量 innodb_row_lock_time: 从系统启动到现在锁定总时间长度；非常重要的参数 innodb_row_lock_time_avg: 每次等待所花平均时间；非常重要的参数 innodb_row_lock_time_max: 从系统启动到现在等待最常的一次所花的时间; innodb_row_lock_waits: 系统启动后到现在总共等待的次数；非常重要的参数。直接决定优化的方向和策略。
分析表锁定
可以通过检查table_locks_waited 和 table_locks_immediate 状态变量分析系统上的表锁定：show status like ‘table_locks%’
1 | mysql> show status like 'table_locks%'; |
table_locks_immediate: 表示立即释放表锁数。table_locks_waited: 表示需要等待的表锁数。此值越高则说明存在着越严重的表级锁争用情况。
此外，MyISAM的读写锁调度是写优先，这也是MyISAM不适合做写为主表的存储引擎。因为写锁后，其他线程不能做任何操作，大量的更新会使查询很难得到锁，从而造成永久阻塞。
避免死锁的常用方法
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来访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会。在下面的例子中，由于两个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，死锁就可以避免。
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，也可以大大降低出现死锁的可能。
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，而不应先申请共享锁，更新时再申请排他锁，因为当用户申请排他锁时，其他事务可能又已经获得了相同记录的共享锁，从而造成锁冲突，甚至死锁。
在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT…FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录情况下，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，就可避免问题。
当隔离级别为READ COMMITTED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。
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。返回结果中包括死锁相关事务的详细信息，如引发死锁的SQL语句，事务已经获得的锁，正在等待什么锁，以及被回滚的事务等。据此可以分析死锁产生的原因和改进措施。