不同的存储引擎支持不同的锁机制
MyISAM MEMORY支持表级锁
BDB存储索引采用页面锁+表级锁
InnoDB支持行级锁 （default）表级锁
--锁的特性
表级锁：开销小 加锁快 不会出现死锁 锁定粒度大 发生锁冲突概率最高 并发读最低
行级锁：开销大 加锁慢 会出现死锁 锁定粒度最小 发生锁冲突概率最低 并发度最高
页面锁：开销和加锁时间介于表级锁 行级锁之间 会出现死锁 锁定粒度介于两者之间
具体应用的特点来说哪种锁更合适
仅从锁的角度：
表级锁适合查询为主 只有少量按索引条件更新数据的应用 WEB应用
行级锁更适合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 OLTP应用
MyISAM表锁
--查看表锁争用情况
值越高 表名存在较严重的表级锁争用情况
show status like 'table%';
--表级锁的锁模式
表共享锁和表独占写锁
读操作的时候 不会阻塞其他用户对同一表的读请求 会阻止对同一表的写请求
写操作的时候 会阻塞其他用户对同一表的读写操作
读和写操作之间 写操作之间是串行的
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 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，用户一般不需要直接用LOCK TABLE 命令给MyISAM 表显式加锁。
--如何加表锁
Lock tables orders read local, order_detail read local;
Select sum(total) from orders;
Select sum(subtotal) from order_detail;
Unlock tables;
要特别说明以下两点内容。
¡ 上面的例子在LOCK TABLES 时加了“local”选项，其作用就是在满足MyISAM 表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾并发插入记录，有关MyISAM 表的并发插入问题，在后面的章节中还会进一步介绍。
¡ 在用LOCK TABLES 给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及到表的锁，并且MySQL 不支持锁升级。也就是说，在执行LOCK TABLES 后，只能访问显式加锁的这些表，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，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，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
一定条件下，MyISAM表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，其值分别可以为0、1或2。
l 当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
l 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。
l 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：先写进程获得锁 后来读锁 MySQL认为写请求比读请求重要 MyISAM表不太适合有大量更新操作和查询操作应用的原因。大量的更新操作造成查询无法获得读锁 可能永远阻塞
设置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。
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行锁
事务（Transaction）及其ACID 属性
事务是由一组SQL 语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4 个属性，通常简称为事务的ACID 属性。
l 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。
l 一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。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（如B 树索引或双向链表）也都必须是正确的。
l 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。
l 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
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。
l 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"。
l 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”。
l 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
“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。
l 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。
l 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，好象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。
--查看innodb锁争用情况
show status like 'innodb_row_lock%';
如果发现锁争用比较严重，如InnoDB_row_lock_waits 和InnoDB_row_lock_time_avg 的值比较高，还可以通过设置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。
1--
select * from information_schema.innodb_locks\G;
select * from information_schema.innodb_lock_waits \G;
2--
CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB;
Show engine innodb status\G;
InnoDB 实现了以下两种类型的行锁。
l 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。
l 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。
l 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。
l 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 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。（Exclusive lock）
¡ 共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。
¡ 排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE
当使用SELECT...FOR UPDATE加锁后再更新记录（update insert delete使用到Exclusive Lock）
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：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。
--example
只是锁住了行 ---而不是表
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。应用设计的时候要注意这一点。
（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。
（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。
--example
mysql> alter table tab_no_index add index name(name);
mysql> explain select * from tab_with_index where name = 1 \G;
间隙锁（Next-Key 锁）
当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）。
恢复和复制的需要，对InnoDB 锁机制的影响
MySQL 通过BINLOG 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。
l 一是MySQL 的恢复是SQL 语句级的，也就是重新执行BINLOG 中的SQL 语句。这与Oracle 数据库不同，Oracle 是基于数据库文件块的。
l 二是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。
这点也与Oralce 不同，Oracle 是按照系统更新号（System Change Number，SCN）来恢复数据的，每个事务开始时，Oracle 都会分配一个全局唯一的SCN，SCN 的顺序与事务开始的时间顺序是一致的。
MySQL支持3种日志格式 基于语句的日志格式SBL 基于行的日志格式RBL 混合格式
--支持4种复制模式
基于SQL语句的复制SBR：最早支持的复制模式
基于行数据的复制RBR：支持非安全SQL复制
混合复制模式：对安全SQL语句采用基于SQL语句的复制模式 对非安全的SQL语句采用居于行的复制模式
使用全局事务ID的复制：主要解决主从自动同步问题
MySQL 的恢复机制要求：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，这已经超过了ISO/ANSISQL92“可重复读”隔离级别的要求，实际上是要求事务要串行化。
对于“insert into target_tab select * from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...(CTAS)”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。
以上只是简单地读source_tab 表的数据，相当于执行一个普通的SELECT语句，用一致性读就可以了
oracle它通过MVCC 技术实现的多版本数据来实现一致性读，不需要给source_tab 加任何锁
InnoDB 也实现了多版本数据，对普通的SELECT 一致性读，也不需要加任何锁；但这里InnoDB 却给source_tab加了共享锁，并没有使用多版本数据一致性读技术
原因：为了保证恢复和复制的正确性。因为不加锁的话，如果在上述语句执行过程中，其他事务对source_tab 做了更新操作，就可能导致数据恢复的结果错误。
查看binlog日志的时候
从上可见，设置系统变量innodb_locks_unsafe_for_binlog的值为“on”后，InnoDB不再对source_tab加锁，结果也符合应用逻辑，但是如果分析BINLOG的内容：
可以发现，在BINLOG中，更新操作的位置在INSERT...SELECT之前，如果使用这个BINLOG进行数据库恢复，恢复的结果与实际的应用逻辑不符；如果进行复制，就会导致主从数据库不一致！(MVCC时间点快照 不与逻辑顺序一致)
通过上面的例子，我们就不难理解为什么MySQL 在处理“Insert into target_tab select * from source_tab where ...”和“create table new_tab ...select ... From source_tab where ...”时要给source_tab 加锁，而不是使用对并发影响最小的多版本数据来实现一致性读。还要特别说明的是，如果上述语句的SELECT 是范围条件，InnoDB 还会给源表加间隙锁（Next-Lock）。
因此，INSERT...SELECT...和CREATE TABLE...SELECT...语句，可能会阻止对源表的并发更新，造成对源表锁的等待。如果查询比较复杂的话，会造成严重的性能问题，我们在应用中应尽量避免使用。实际上，MySQL将这种SQL叫作不确定（non-deterministic）的SQL，不推荐使用。
一定要用这种SQL 来实现业务逻辑，又不希望对源表的并发更新产生影响，可以采取以下两种措施：
一是采取上面示例中的做法，将innodb_locks_unsafe_for_binlog 的值设置为“on”，强制MySQL 使用多版本数据一致性读。但付出的代价是可能无法用binlog 正确地恢复或复制数据，因此，不推荐使用这种方式。
二是通过使用“select * from source_tab ... Into outfile”和“load data infile ...”语句组合来间接实现，采用这种方式MySQL 不会给source_tab 加锁。
InnoDB 在不同隔离级别下的一致性读及锁的差异
对于许多SQL，隔离级别越高，InnoDB 给记录集加的锁就越严格（尤其是使用范围条件的时候），产生锁冲突的可能性也就越高，从而对并发性事务处理性能的影响也就越大。因此，我们在应用中，应该尽量使用较低的隔离级别，以减少锁争用的机率。
实际上，通过优化事务逻辑，大部分应用使用Read Commited 隔离级别就足够了。
对于一些确实需要更高隔离级别的事务，可以通过在程序中执行SET SESSION TRANSACTION ISOLATIONLEVEL REPEATABLE READ 或SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE 动态改变隔离级别的方式满足需求。
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。
在InnoDB 下，使用表锁要注意以下两点。
（1）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。
（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。
关于死锁
死锁
所谓死锁<DeadLock>: 是指两个或两个以上的进程在执行过程中,因争夺资源而造成的一种互相等待的现象,若无外力作用,它们都将无法推进下去.此时称系统处于死锁状态或系统产生了死锁,这些永远在互相等竺的进程称为死锁进程.表级锁不会产生死锁.所以解决死锁主要还是真对于最常用的InnoDB.
遇到死锁的处理方式
mysql -uxxx -pxxx -h服务器ip --port=服务器端口;（如果服务器设置了ip和端口访问的话，一定要带ip和端口）
mysql> show processlist; #查看正在执行的sql （show full processlist;查看全部sql）
mysql> kill id #杀死sql进程；
如果进程太多找不到，就重启mysql吧
/ect/init.d/mysql restart
或/ect/init.d/mysql stop（如果关不掉就直接kill -9 进程id） 再/ect/init.d/mysql start
去看看mysql日志文件是否保存死锁日志：
——————————————————————————————————
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。
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。
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
前面讲过，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。
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
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。
mysql> show innodb status \G;