|--表级锁（锁定整个表）
|--页级锁（锁定一页）
|--行级锁（锁定一行）
|--共享锁（S锁，MyISAM 叫做读锁）
|--排他锁（X锁，MyISAM 叫做写锁）
|--悲观锁（抽象性，不真实存在这个锁）
|--乐观锁（抽象性，不真实存在这个锁）
乐观锁
乐观锁不是数据库自带的，需要我们自己去实现。乐观锁是指操作数据库时(更新操作)，想法很乐观，认为这次的操作不会导致冲突，在操作数据时，并不进行任何其他的特殊处理（也就是不加锁），而在进行更新后，再去判断是否有冲突了。
通常实现是这样的：在表中的数据进行操作时(更新)，先给数据表加一个版本(version)字段，每操作一次，将那条记录的版本号加1。也就是先查询出那条记录，获取出version字段,如果要对那条记录进行操作(更新),则先判断此刻version的值是否与刚刚查询出来时的version的值相等，如果相等，则说明这段期间，没有其他程序对其进行操作，则可以执行更新，将version字段的值加1；如果更新时发现此刻的version值与刚刚获取出来的version的值不相等，则说明这段期间已经有其他程序对其进行操作了，则不进行更新操作。
举例：
下单操作包括3步骤：
1.查询出商品信息
select (status,status,version) from t_goods where id=#{id}
2.根据商品信息生成订单
3.修改商品status为2
update t_goods
set status=2,version=version+1
where id=#{id} and version=#{version};
除了自己手动实现乐观锁之外，现在网上许多框架已经封装好了乐观锁的实现，如hibernate，需要时，可能自行搜索"hiberate 乐观锁"试试看。
案例：
某商品，用户购买后库存数应-1，而某两个或多个用户同时购买，此时三个执行程序均同时读得库存为n，之后进行了一些操作，最后将均执行update table set 库存数=n-1，那么，很显然这是错误的。
解决：
1.使用悲观锁（其实说白了也就是排他锁）
|--程序A在查询库存数时使用排他锁（select * from table where id=10 for update）
|--然后进行后续的操作，包括更新库存数，最后提交事务。
|--程序B在查询库存数时，如果A还未释放排他锁，它将等待。
|--程序C同B……
2.使用乐观锁（靠表设计和代码来实现）
|--一般是在该商品表添加version版本字段或者timestamp时间戳字段
|--程序A查询后，执行更新变成了：
update table set num=num-1 where id=10 and version=23
这样，保证了修改的数据是和它查询出来的数据是一致的，而其他执行程序未进行修改。当然，如果更新失败，表示在更新操作之前，有其他执行程序已经更新了该库存数，那么就可以尝试重试来保证更新成功。为了尽可能避免更新失败，可以合理调整重试次数（阿里巴巴开发手册规定重试次数不低于三次）。
总结：对于以上，可以看得出来乐观锁和悲观锁的区别。
1.悲观锁使用了排他锁，当程序独占锁时，其他程序就连查询都是不允许的，导致吞吐较低。如果在查询较多的情况下，可使用乐观锁。
2.乐观锁更新有可能会失败，甚至是更新几次都失败，这是有风险的。所以如果写入较频繁，对吞吐要求不高，可使用悲观锁。
也就是一句话：读用乐观锁，写用悲观锁。
共享锁与排他锁
共享锁
又称为读锁，获得共享锁之后，可以查看但无法修改和删除数据。
排他锁，又称为写锁、独占锁。获准排他锁后，既能读数据，又能修改数据。
排他锁指的是一个事务在一行数据加上排他锁后，其他事务不能再在其上加其他的锁。
mysql InnoDB引擎默认的修改数据语句，update,delete,insert都会自动给涉及到的数据加上排他锁，
select语句默认不会加任何锁类型，如果加排他锁可以使用select ...for update语句，加共享锁可以使用select ... lock in share mode语句。所以加过排他锁的数据行在其他事务种是不能修改数据的，也不能通过for update和lock in share mode锁的方式查询数据，但可以直接通过select ...from...查询数据，因为普通查询没有任何锁机制。
例1：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:select * from table lock in share mode（假设查询会花很长时间，下面的例子也都这么假设）
T2:update table set column1='hello'
过程：
T1运行（并加共享锁)
T2运行
If T1还没执行完
T2等......
else锁被释放
T2执行
endif
T2 之所以要等，是因为 T2 在执行 update 前，试图对 table 表加一个排他锁，而数据库规定同一资源上不能同时共存共享锁和排他锁。所以 T2 必须等 T1 执行完，释放了共享锁，才能加上排他锁，然后才能开始执行 update 语句。
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例2：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:select * from table lock in share mode
T2:select * from table lock in share mode
这里T2不用等待T1执行完，而是可以马上执行。
分析：
T1运行，则 table 被加锁，比如叫lockAT2运行，再对 table 加一个共享锁，比如叫lockB两个锁是可以同时存在于同一资源上的（比如同一个表上）。这被称为共享锁与共享锁兼容。这意味着共享锁不阻止其它人同时读资源，但阻止其它人修改资源。
例3：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:select * from table lock in share mode
T2:select * from table lock in share mode
T3:update table set column1='hello'
T2 不用等 T1 运行完就能运行，T3 却要等 T1 和 T2 都运行完才能运行。因为 T3 必须等 T1 和 T2 的共享锁全部释放才能进行加排他锁然后执行 update 操作。
例4：（死锁的发生）-----------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:begin transelect * from table lock in share modeupdate table set column1='hello'
T2:begin transelect * from table lock in share modeupdate table set column1='world'
假设 T1 和 T2 同时达到 select，T1 对 table 加共享锁，T2 也对 table 加共享锁，当 T1 的 select 执行完，准备执行 update 时，根据锁机制，T1 的共享锁需要升级到排他锁才能执行接下来的 update.在升级排他锁前，必须等 table 上的其它共享锁（T2）释放，同理，T2 也在等 T1 的共享锁释放。于是死锁产生了。
例5：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:begin tranupdate table set column1='hello' where id=10
T2:begin tranupdate table set column1='world' where id=20
这种语句虽然最为常见，很多人觉得它有机会产生死锁，但实际上要看情况
|--如果id是主键（默认有主键索引），那么T1会一下子找到该条记录(id=10的记录），然后对该条记录加排他锁，T2，同样，一下子通过索引定位到记录，然后对id=20的记录加排他锁，这样T1和T2各更新各的，互不影响。T2也不需要等。
|--如果id是普通的一列，没有索引。那么当T1对id=10这一行加排他锁后，T2为了找到id=20，需要对全表扫描。但因为T1已经为一条记录加了排他锁，导致T2的全表扫描进行不下去（其实是因为T1加了排他锁，数据库默认会为该表加意向锁，T2要扫描全表，就得等该意向锁释放，也就是T1执行完成），就导致T2等待。
死锁怎么解决呢？一种办法是，如下：
例6：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:begin transelect * from table for updateupdate table set column1='hello'
T2:begin transelect * from table for updateupdate table set column1='world'
这样，当 T1 的 select 执行时，直接对表加上了排他锁，T2 在执行 select 时，就需要等 T1 事物完全执行完才能执行。排除了死锁发生。但当第三个 user 过来想执行一个查询语句时，也因为排他锁的存在而不得不等待，第四个、第五个 user 也会因此而等待。在大并发情况下，让大家等待显得性能就太友好了。
所以，有些数据库这里引入了更新锁（如Mssql，注意：Mysql不存在更新锁）。
例7：-------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
T1:begin transelect * from table (加更新锁)update table set column1='hello'
T2:begin transelect * from table (加更新锁)update table set column1='world'
更新锁其实就可以看成排他锁的一种变形，只是它也允许其他人读（并且还允许加共享锁）。但不允许其他操作，除非我释放了更新锁。T1 执行 select，加更新锁。T2 运行，准备加更新锁，但发现已经有一个更新锁在那儿了，只好等。当后来有 user3、user4...需要查询 table 表中的数据时，并不会因为 T1 的 select 在执行就被阻塞，照样能查询，相比起例6，这提高了效率。
后面还有意向锁和计划锁：意向锁即是：某行修改时，自动加上了排他锁，同时会默认给该表加意向锁，表示里面有记录正被锁定，这时，其他人就不可以对该表加表锁了。如果没有意向锁这个类似指示灯的东西存在，其他人加表锁之前就得扫描全表，查看是否有记录正被锁定，效率低下。而计划锁这些，和程序员关系不大，就没去了解了。
表锁：
写锁：知道unlock 才会返回查询值：
