MyISAM 和 MEMORY 存储引擎采用的是表级锁；InnoDB 存储引擎即支持行级锁，也支持表级锁，但默认情况下采用行级锁

• 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，并发速度最低。表级锁适合以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用
• 行级锁：开销大，加锁慢；锁定粒度小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高。行级锁适合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

MyISAM 表锁

查询表级锁争用情况

show status like 'table%';

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。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

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 write lock）

读锁不会堵塞其他用户对同一表的读请求，但会堵塞对同一表的写请求；写锁会堵塞其他用户对同一表的读和写操作；MyISAM 表的读和写操作之间，以及写操作之间都是串行的

如何加锁表

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）前，会自动给设计的表加写锁，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 表显示加锁

给 MyISAM 表显示加锁，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

read local 的作用：在满足 MyISAM 表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾并发插入记录

在用 lock tables 给表显示加表锁时，必须同时取得所有涉及表的锁，并且 MySQL 不支持锁升级。也就是说，在执行 lock tables，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，那么只能执行查询操作，不不能执行更行操作。在自动加锁的情况下也是如此，MyISAM 总是一次获得 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

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

并发插入（Concurrent Inserts）

MyISAM 表的读写是串行的，在一定条件下，它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

• 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 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，里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，都允许在表尾并发插入记录

锁调度

如果一个进程请求某个表的读锁，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，即使读请求先到锁等待队列，写请求厚道，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更重要。这也是 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，从而可能永远堵塞。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 inset，update，delete 语句的 low_priority 属性，降低该语句的优先级

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 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

InnoDB 锁问题

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

背景知识

事务及其 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 个属性，通常简称为事务的 ACID 属性

• 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，数据都必须报之一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构也都必须时正确的
• 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

相对与串行处理来说，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：

• 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
• 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，这种现象被形象的叫做脏读
• 不可重复读（non-repeatable table）：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者某些记录已经被删除了，这种现象就叫做不可重复读
• 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，这种现象就叫做幻读

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，基本上可以分为以下两种

• 一种是在读取数据前，对其枷锁，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多版本并发控制（multiversion concurrent 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，付出的代价就越大，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

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

获取 innoDB 行锁争用情况

检查 innodb_row_lock 状态变量来分析系统上行锁争夺情况

show status like 'innodb_row_lock';

如果发现争锁比较严重，如 innodb_row_lock_waits 和 innodb_row_lock_time_avg 的值比较高，可以通过查询 information_schema 数据库中相关的表来查看锁情况

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

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，insert 语句，innodb 会自动给涉及的数据集加排他锁;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或排他锁

• 共享锁：select * from tablename where...lock in share mode;
• 排他锁：select * from tablename where...for update;

用 select ...lock in share mode 获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时来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，对于锁定记录后需要进行更新操作的应用，应该使用 select ...for update 方式获得排他锁

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，如果没有索引，innodb 将通过隐藏的聚簇索引来记录加锁。innodb 行锁有 3 种情形

• record lock：对索引项加锁
• gap lock：对索引项之间的间隙，第一条记录前的间隙或最后一条记录后的间隙加锁
• next-key lock：前两种的组合，对记录及前面的间隙加锁

innodb 这种行锁实现特点意味着如果不通过索引条件检索数据，那么 innodb 将对表中的所有记录加锁，实际效果跟表锁一样。在实际应用中，要特别注意 innodb 行锁的这一特性，否则可能导致大量的锁冲突，从而影响并发性能

• 在不通过索引条件查询时，innodb 会锁定表中所有记录
• 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，不同的食物可以使用不同的索引锁定不同的行，不论时使用主键索引，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 也会对所有记录加锁。因此，在分析锁冲突时，别忘了检查 SQL 的执行计划，以确认是否真正使用了索引

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 会给复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 next-key 锁

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，在实际应用开发中，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

innodb 除了通过范围条件加锁时使用 next-key 锁外，如果使用相等条件请求给一个不存在记录加锁，innodb 也会使用 next-key 锁

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时我们选择 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，减少数据因事务回滚带来的开锁

当然，应用中这两种事务不能太多，否则，就应该考虑使用 MyISAM 表了。在 innodb 下，使用表锁要注意以下两点

• 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 将无法自动检查并处理这种死锁
• 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 会隐含的提交事务；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

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

假如两个事务都需要获得对方持有的排他锁才能继续完成事务，这种循环锁等待就是典型的死锁

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，甚至拖垮数据库。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，绝大部分死锁都可以避免

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