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这篇文章主要介绍 mysql 数据库中锁机制的示例分析，文中介绍的非常详细，具有一定的参考价值，感兴趣的小伙伴们一定要看完！
悲观锁与乐观锁：
悲观锁：顾名思义，就是很悲观，每次去拿数据的时候都认为别人会修改，所以每次在拿数据的时候都会上锁，这样别人想拿这个数据就会 block 直到它拿到锁。传统的关系型数据库里边就用到了很多这种锁机制，比如行锁，表锁等，读锁，写锁等，都是在做操作之前先上锁。
乐观锁：顾名思义，就是很乐观，每次去拿数据的时候都认为别人不会修改，所以不会上锁，但是在更新的时候会判断一下在此期间别人有没有去更新这个数据，可以使用版本号等机制。乐观锁适用于多读的应用类型，这样可以提高吞吐量，像数据库如果提供类似于 write_condition 机制的其实都是提供的乐观锁。
表级：引擎 MyISAM，直接锁定整张表，在你锁定期间，其它进程无法对该表进行写操作。如果你是写锁，则其它进程则读也不允许
页级：引擎 BDB，表级锁速度快，但冲突多，行级冲突少，但速度慢。所以取了折衷的页级，一次锁定相邻的一组记录
行级：引擎 INNODB，仅对指定的记录进行加锁，这样其它进程还是可以对同一个表中的其它记录进行操作。
上述三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）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。
3）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。
三种锁各有各的特点，若仅从锁的角度来说，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；行级锁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（OLTP）系统。
MySQL 表级锁有两种模式：
1、表共享读锁（Table Read Lock）。对 MyISAM 表进行读操作时，它不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞 对同一表的写操作；
2、表独占写锁（Table Write Lock）。对 MyISAM 表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作。
MyISAM 表的读和写是串行的，即在进行读操作时不能进行写操作，反之也是一样。但在一定条件下 MyISAM 表也支持查询和插入的操作的并发进行，其机制是通过控制一个系统变量（concurrent_insert）来进行的，当其值设置为 0 时，不允许并发插入；当其值设置为 1 时，如果 MyISAM 表中没有空洞（即表中没有被删除的行），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；当其值设置为 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 锁调度是如何实现的呢，这也是一个很关键的问题。例如，当一个进程请求某个 MyISAM 表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，此时 mysql 将会如优先处理进程呢？通过研究表明，写进程将先获得锁（即使读请求先到锁等待队列）。但这也造成一个很大的缺陷，即大量的写操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能造成永远阻塞。所幸我们可以通过一些设置来调节 MyISAM 的调度行为。我们可通过指定参数 low-priority-updates，使 MyISAM 默认引擎给予读请求以优先的权利，设置其值为 1（set low_priority_updates=1), 使优先级降低。
InnoDB 锁与 MyISAM 锁的最大不同在于：
1、是支持事务（TRANCSACTION）。
2、是采用了行级锁。
我们知道事务是由一组 SQL 语句组成的逻辑处理单元，其有四个属性（简称 ACID 属性），分别为：
原子性（Atomicity）：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全部执行，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；
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。
并发事务处理带来的问题
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。
1、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--最后的更新覆盖了由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。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。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。
2、脏读（Dirty Reads）：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，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”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”。
3、不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
4、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”。
事务隔离级别
在上面讲到的并发事务处理带来的问题中，“更新丢失”通常是应该完全避免的。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，基本上可分为以下两种。
1、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。
2、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。从用户的角度来看，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，应用可以根据自己的业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡“隔离”与“并发”的矛盾。表 20- 5 很好地概括了这 4 个隔离级别的特性。
读数据一致性及允许的并发副作用
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，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
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 两个标准隔离级别，另外还提供自己定义的 Read only 隔离级别；SQL Server 除支持上述 ISO/ANSI SQL92 定义的 4 个隔离级别外，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，比如在一些隔离级别下是采用 MVCC 一致性读，但某些情况下又不是
InnoDB 有两种模式的行锁：
1）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。
(Select * from table_name where ……lock in share mode)
2）排他锁（X）：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。(select * from table_name where…..for update)
为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制；同时还有两种内部使用的意向锁（都是表锁），分别为意向共享锁和意向排他锁。
1）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。
2）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 行锁模式兼容性列表
请求锁模式
是否兼容
当前锁模式 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 就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，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。
1、共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE … LOCK IN SHARE MODE。
2、排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE … FOR UPDATE。
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。
查询表级锁争用情况
表锁定争夺：
可以通过检查 table_locks_waited 和 table_locks_immediate 状态变量来分析系统上的表锁定争夺：
mysql show status like ‘table%’;
+———————–+——-+
| Variable_name | Value |
+———————–+——-+
| Table_locks_immediate | 2979 |
| Table_locks_waited | 0 |
+———————–+——-+
2 rows in set (0.00 sec))如果 Table_locks_waited 的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用情况。
InnoDB 行锁争夺：
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%’;
+——————————-+——-+
| Variable_name | Value |
+——————————-+——-+
| InnoDB_row_lock_current_waits | 0 |
| InnoDB_row_lock_time | 0 |
| InnoDB_row_lock_time_avg | 0 |
| InnoDB_row_lock_time_max | 0 |
| InnoDB_row_lock_waits | 0 |
+——————————-+——-+
5 rows in set (0.01 sec)MyISAM 写锁实验：
对 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 表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；MyISAM 表的读操作与写操作之间，以及写操作之间是串行的！根据如表 20- 2 所示的例子可以知道，当一个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。
USER1：
mysql lock table film_text write;当前 session 对锁定表的查询、更新、插入操作都可以执行：
mysql select film_id,title from film_text where film_id = 1001;USER2：
mysql select film_id,title from film_text where film_id = 1001;等待
USER1：
释放锁：
mysql unlock tables;USER2：
获得锁，查询返回：
InnoDB 存储引擎的共享锁实验
USER1：
mysql set autocommit = 0;
USER2：
mysql set autocommit = 0;USER1：
当前 session 对 actor_id=178 的记录加 share mode 的共享锁：
mysql select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock in share mode;USER2：
其他 session 仍然可以查询记录，并也可以对该记录加 share mode 的共享锁：
mysql select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock in share mode;USER1：
当前 session 对锁定的记录进行更新操作，等待锁：
mysql update actor set last_name = ‘MONROE T’ where actor_id = 178;等待
USER2：
其他 session 也对该记录进行更新操作，则会导致死锁退出：
mysql update actor set last_name = ‘MONROE T’ where actor_id = 178;ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
USER1：
获得锁后，可以成功更新：
mysql update actor set last_name = ‘MONROE T’ where actor_id = 178;InnoDB 存储引擎的排他锁例子
USER1：
mysql set autocommit = 0;
USER2：
mysql set autocommit = 0;USER1：
当前 session 对 actor_id=178 的记录加 for update 的排它锁：
mysql select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 for update;USER2：
其他 session 可以查询该记录，但是不能对该记录加共享锁，会等待获得锁：
mysql select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178;USER1：
当前 session 可以对锁定的记录进行更新操作，更新后释放锁：
mysql update actor set last_name = ‘MONROE T’ where actor_id = 178;USER2：
其他 session 获得锁，得到其他 session 提交的记录：
mysql select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178 for update;更新性能优化的几个重要参数
bulk_insert_buffer_size
批量插入缓存大小, 这个参数是针对 MyISAM 存储引擎来说的. 适用于在一次性插入 100-1000+ 条记录时, 提高效率. 默认值是 8M. 可以针对数据量的大小, 翻倍增加.
concurrent_insert
并发插入, 当表没有空洞 (删除过记录), 在某进程获取读锁的情况下, 其他进程可以在表尾部进行插入.
值可以设 0 不允许并发插入, 1 当表没有空洞时, 执行并发插入, 2 不管是否有空洞都执行并发插入.
默认是 1 针对表的删除频率来设置.
delay_key_write
针对 MyISAM 存储引擎, 延迟更新索引. 意思是说,update 记录时, 先将数据 up 到磁盘, 但不 up 索引, 将索引存在内存里, 当表关闭时, 将内存索引, 写到磁盘. 值为 0 不开启, 1 开启. 默认开启.
delayed_insert_limit, delayed_insert_timeout, delayed_queue_size
延迟插入, 将数据先交给内存队列, 然后慢慢地插入. 但是这些配置, 不是所有的存储引擎都支持, 目前来看, 常用的 InnoDB 不支持, MyISAM 支持. 根据实际情况调大, 一般默认够用了。
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