MqSql中的锁
锁是计算机协调多个进程or纯线程并发访问某一资源的机制。
MySql的锁机制比较简单，最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。
支持3种锁：
表级锁：开销小，加速快，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，并发度最高
页面锁：开销和加锁时间介于以上之间，会出现死锁，锁定粒度介于以上之间，并发度一般。
MyISAM引擎：
表共享锁Table Read Lock：
表独占写锁（Table Write Lock）：
对于MyISAM的读操作，不会阻塞其他用户对同一个表的请求，但会阻塞对同一个表的写请求
对于MyISAM的写操作，则会阻塞其他用户对同一个表的读和写操作。
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。
锁模式兼容如下表：
MyISAM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MyISAM标的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写请求，对于MyISAM表的读和写操作之间，以及写和写操作之间是串行的！
当一个线程获得一个表的写锁后，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。
如何加表锁：
MyISAM在执行查询语句select之前，会自动给设计的所有表加读锁，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，因此用户一版不需要直接用LOCK TABLE 命令给MyISAM表显式加锁。
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是否相等，需要执行如下两条sql：
SELECT SUM(total) FROM orders;
SELECT SUM(subtotal) FROM order_detail;
这时候，如果不先给这两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句的执行过程汇总，order_detail表可能已经发生了改变
正确做法应该是：
LOCK tables orders read local,order_detail read local;
SELECT SUM(total) FROM orders;
SELECT SUM(subtotal) FROM order_detail;
Unlock tables;
在lock tables时加了local选项，作用是在满足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给表显式加表锁时候，必须同时或许所有涉及表的锁，并且MySQL支持锁升级，也就是说，在执行lock tables后，只能访问显示加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询语句，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一次获得SQL语句所需要的全部锁，这也是MyISAM表不会出现死锁（Deadlock Free）的原因。
一个session使用Lock Table命令 给表file加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录，但更新or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locktable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 0,1，2
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个表查询和插入锁挣用。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，收到因删除记录而产生的中间空洞。
MyISAM的锁调度：
MyISAM存储引擎的读和写锁是互斥，读操作是串行的，如果两个进程一个请求读锁，一个请求写锁，MyISAM将如何处理呢，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，写锁也会插入到读请求之前，因为MyISAM认为写请求一般回避读请求重要，这也是MyISAM不太适合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。
但可以通过设置参数调节MyISAM的调度行为：
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。
mysql还提供了一种折中的方法来调节读写冲突，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，给读进程一次获得锁的机会。
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”，因此应用中应该尽量避免长时间运行的查询操作，不要总想着一条select语句来解决问题。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”，使得每一步查询都能在较短的时间完成，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间进行，比如一些定期统计安排在夜间执行。
InnoDB锁：
innoDB与MyISAM的最大的不同在于：一是支持事务（Transaction）二是采用了行级锁。行级锁和表级锁有很多不同，另外事务的引入也带来一些问题：
事务以及ACID属性：
原子性（Actomicity）：事务是一个原子操作单元，其对于数据的修改，要么全都执行，要不全都不执行。
一致性（Consistent）:事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，已操作完整性，事务结束时，所有的内部数据结构也都必须是正确的。
隔离型（isolation）：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务不受外部并发操作影响的“独立”环境执行，事务的中间状态对外部式不可见的。
持久性（Durable）：事务完成之后，它对于数据的修改时永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
并发事务带来的问题：
相对于串行处理来说，并发事务处理能力大大增加数据库资源的利用率，提高数据库的事务吞吐量，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：
更新丢失（UpdateLost）:当两个or多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新改行时，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。
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：这时候，另一个事务也来读取同一条记录记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些脏数据，并据此做了进一步处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象叫做脏读。
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，or某些记录已经被删除了，这种现象叫做，不可重复读。
比如： 不可重复读是指A事务读取了B事务已经提交的更改数据。假如A在取款事务的过程汇总，B往该账户转账100，A两次读取的余额发生不一致。
幻读（Phantom Reads）：一个事务按照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，这种现象称为“幻读”。
事务隔离级别：
在并发事务处理带来的问题中，更新丢失 是完全避免的，但防止封信丢失，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，幻读，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截止来解决。
基本可以分为两种：
在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。
另一种是不加任和锁，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（语句级别or事务级别）的一致性读取。从用户角度，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 MVCC or MCC）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定义了4个书屋隔离级别。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来平衡“隔离”与“并发”的矛盾。
MySQL支持全部4个隔离界别，Oracle只支持ReadCommitted和Serializable两个标准级别。
获取InnoDB行锁挣用情况：
如果发现争夺严重 ，Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值会很高，也可以通过工具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的行锁模式以及加锁方法：
InnoDB提供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它锁
排它锁（x）：允许获取排它锁的事务更新数据，阻止其他事务获得相同的数据集共享读锁和排他写锁。
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共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先获取该表的IS锁
意向排它锁（IX）：事务打算给数据行加排它锁，事务在给一个数据行加排他锁之前必须获得该表的IX锁。
如果一个事务的锁模式与当前锁兼容，InnoDB就请求的锁授予该事务，反之，如果两者不兼容，该事物就要等待锁释放。
意向锁是InnoDB自动加的，不需要用户干预，对于update，delete，insert语句，innoDB会自动给涉及数据集加排他锁（X）对于普通的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or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
使用方式
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 方式获取排它锁。
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才会使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁。
特别注意这一特性，不然会导致大量的锁冲突，从而影响并发特性。
间隙锁：
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享or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（GAP），InnoDB也对这个“间隙” 加锁。（间隙锁）
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，要是不适用间隙所，如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本书屋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。
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的并发插入，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，尽量使用相等的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：
绝大数情况，我们应该使用行级锁，因为事务和行锁往往是我们选择innoDB表的理由，但在特殊事务汇总，要考虑使用 表级锁：
1，事务需要跟新大部分or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，这时候考虑使用表锁来提高事务的执行速度
2 事务设计多个表，比较复杂，很可能引起死锁，造成大量事务回滚，这种情况下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
如果这两种事务特别多，考虑使用MyISAM引擎
InnoDB 使用表锁注意一下几点：
（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。
正确做法：
SET AUTOCOMMIT=0;
LOCAK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;
[do something with tables t1 and here];
COMMIT;
UNLOCK TABLES;
关于死锁：
MyISAM表锁是deadlock free的，因为MyISAM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
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发生死锁的可能性。
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