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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。比如，MyISAM和MEMORY存储引擎
采用的是表级锁；BDB存储引擎采用的是页面锁，但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁，也支持表级锁，但默认
情况下采用行级锁。
MySQL这3种锁的特性可大致归纳如下：
（1）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。
（2）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。
（3）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。
仅从锁的角度来说，表级锁更适合于以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用，如Web应用；而行级锁则
更适合于有大量按索引条件并发更新少量不同数据，同时又有并发查询的应用，如一些在线事务处理系统。
一、MyISAM表锁
1. 查询表级锁争用情况
show status like ‘table%‘;
如果table_locks_waited 的值比较高，则说明存在着比较严重的表级锁争用情况。
2. MySQL表级锁的锁模式
MySQL 的表级锁有两种模式：表共享读锁和表独占写锁。
当一个session对某个表加了读锁之后，该session只能访问加锁的这个表，而且只能进行读操作；其他session可以对
这个表进行读操作，但是进行写操作会被阻塞，需要等待锁的释放。当一个session对某个表加了写锁之后，该session只能
访问加锁的这个表，可以进行读操作和写操作，其他session对这个表的读和写操作都会被阻塞，需要等待锁的释放。
MyISAM 表的读操作与写操作之间，以及写操作之间是串行的。
3. 如何加表锁
加读锁：lock table tbl_name read;
加写锁：lock table tbl_name write;
释放锁：unlock tables;
MyISAM 在执行查询语句前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作前，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。给MyISAM表显式
加锁，一般是为了在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。
注意，当使用LOCK TABLES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定多少次，否则也会出错！
4. 并发插入
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。
（1）当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
（2）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。
（3）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。
只需在加表锁命令中加入“local”选项，即：lock table tbl_name local read，在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，
其他用户就可以在表尾并发插入记录，但更新操作会被阻塞，而且加锁的用户无法访问到其他用户并发插入的记录。
5. MyISAM锁调度
当写进程和读进程同时请求同一个MyISAM表的写锁和读锁是，写进程会优先获得锁。不仅如此，即使读请求先到
锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读锁请求之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求要重要。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。
通过一下一些设置调节MyISAM的调度行为：
（1）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。
（2）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。
（3）通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
（4）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就暂时将写请求的优
先级降低，给读进程一定获得锁的机会。
二、InnoDB锁问题
1. 查询InnoDB行锁争用情况
show status like ‘innodb_row_lock%‘;
如果InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高，说明锁争用比较严重，这时可以通过设
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。
打开监视器：
CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Show innodb status\G;
停止监视器：
DROP TABLE innodb_monitor;
打开监视器以后，默认情况下每15 秒会向日志中记录监控的内容，如果长时间打开会导致.err 文件变得非常的巨大，
所以用户在确认问题原因之后，要记得删除监控表以关闭监视器，或者通过使用“--console”选项来启动服务器以关闭写
日志文件。
2. InnoDB的行锁及加锁方法
InnoDB的行锁有两种：共享锁（S）和排他锁（X）。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：意向共享锁和意向排他锁，这两种意向锁都是表锁。事务在给数据行加锁之前必须先取得对应表
对应的意向锁。
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。
Set autocommit=0;
共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。
排他锁（X）：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。
释放锁：unlock tables;（会隐含提交事务）
当一个事务获得一个表的共享锁时，其他事务可以查询该表的记录，也可以对该记录加共享锁。当事务对表进行
更新操作时，若存在另一个事务也在该表加了共享锁，则需要等待锁的释放，若另一个事务同时也对该表执行了更新操
作，则会导致死锁，另一个事务退出，当前事务完成更新操作。当一个事务获得一个表的排他锁时，其他事务只能对该
表的记录进行查询，不能加共享锁，也不能更新记录，会出现等待。
3. 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，InnoDB 这种行锁实现特点意味着：
（1）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。
（2）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。
（3）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。（虽然使用的是不同的索引，但是如果记录已经被其他session锁定的
话也是需要等待的。）
（4）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。
4. 间隙锁
当使用范围条件检索数据的时候，对于键值在条件范围内但并不存在的记录，InnoDB也会进行加锁，这个锁
就叫“间隙锁”。InnoDB使用间隙锁的目的，一方面是为了防止幻读，另一方面是为了满足恢复和复制的需要。但是
这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入，造成严重的锁等待，所以应该尽量避免使用范围条件来检索数据。
除了通过范围条件加锁时使用间隙锁外，如果使用相等条件请求给一个不存在的记录加锁，InnoDB也会使用间隙锁！
5. 恢复和复制的需要对InnoDB锁机制的影响
MySQL通过BINLOG记录执行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新数据的SQL语句，并由此实现MySQL数据库
的恢复和主从复制。MySQL的恢复机制（复制其实就是在Slave Mysql不断做基于BINLOG的恢复）有以下特点：
（1）MySQL的恢复是SQL语句级的，也就是重新执行BINLOG中的SQL语句。
（2）MySQL 的Binlog是按照事务提交的先后顺序记录的，恢复也是按这个顺序进行的。
所以MySQL的恢复和复制对锁机制的要求是：在一个事务未提交前，其他并发事务不能插入满足其锁定条件
的任何记录，也就是不允许出现幻读。
另外，对于一般的select语句，MySQL使用多版本数据来实现一致性，不需要加任何锁，然而，对于“insert
into target_tab select * from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...”这种
SQL语句，用户并没有对source_tab做任何更新操作，但MySQL对这种SQL语句做了特别处理，给source_tab加了共享锁。
这是因为，不加锁的话，如果这个SQL语句执行期间，有另一个事务对source_tab做了更新并且先进行了提交，那么在
BINLOG中，更新操作的位置会在该SQL语句之前，使用这个BINLOG进行数据库恢复的话，恢复的结果就会与实际的应
用逻辑不符，进行复制则会导致主从数据库不一致。因为实际上应用插入target_tab或new_tab中的数据是另一个事务
对source_tab更新前的数据，而BINLOG记录的却是先进行更新再执行select...insert...语句。如果上述语句的SELECT是范
围条件，InnoDB还会给源表加间隙锁。所以这种SQL语句会阻塞对原表的并发更新，应尽量避免使用。
6. InnoDB使用表锁的情况及注意事项
对于InnoDB表，在绝大部分情况下都应该使用行级锁，但在个别特殊事务中，也可以考虑使用表级锁，主要
有以下两种情况：
（1）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。
（2）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。
另外，在InnoDB中使用表锁需要注意以下两点：
（1）使用LOCK TABLES虽然可以给InnoDB加表级锁，但表锁不是由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。
（2）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。
7. 关于死锁
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。
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，绝大部分死锁都可以避免。下面就通过实例来介绍几种避免死锁的常用方法。
（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来访问表，这样可以大大降低产生死锁
的机会。
（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
降低出现死锁的可能。
（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。
（4）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。
（5）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。
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。
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原文地址：http://www.cnblogs.com/wujuntian/p/5958681.html
