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产生并发不一致性问题主要原因是破坏了事务的隔离性，解决方法是通过并发控制来保证隔离性。
- 并发控制可以通过封锁来实现，但是封锁操作需要用户自己控制，相当复杂。
- 数据库管理系统提供了事务的隔离级别，让用户以一种更轻松的方式处理并发一致性问题（通过设置隔离级别）
封锁
封锁粒度
MySQL 中提供了两种封锁粒度：行级锁以及表级锁。
- 应该尽量只锁定需要修改的那部分数据，而不是所有的资源。锁定的数据量越少，发生锁争用的可能就越小，系统的并发程度就越高。
- 但是加锁需要消耗资源，锁的各种操作（包括获取锁、释放锁、以及检查锁状态）都会增加系统开销。因此封锁粒度越小，系统开销就越大。
在选择封锁粒度时，需要在锁开销和并发程度之间做一个权衡
封锁类型
- 读写锁
- 意向锁
封锁协议
三级封锁协议
- 一级封锁协议
事务 T 要修改数据 A 时必须加 X 锁，直到 T 结束才释放锁。
可以解决丢失修改问题，因为不能同时有两个事务对同一个数据进行修改，那么事务的修改就不会被覆盖 - 二级封锁协议
在一级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，读取完马上释放 S 锁。
可以解决读脏数据问题，因为如果一个事务在对数据 A 进行修改，根据 1 级封锁协议，会加 X 锁，那么就不能再加 S锁了，也就是不会读入数据。 - 三级封锁协议
在二级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，直到事务结束了才能释放 S 锁。
可以解决不可重复读的问题，因为读 A 时，其它事务不能对 A 加 X 锁，从而避免了在读的期间数据发生改变
两段锁协议
加锁和解锁分为两个阶段进行。
可串行化调度是指，通过并发控制，使得并发执行的事务结果与某个串行执行的事务结果相同。
事务遵循两段锁协议是保证可串行化调度的充分条件。
MySQL 隐式与显示锁定
MySQL 的 InnoDB 存储引擎采用两段锁协议，会根据隔离级别在需要的时候自动加锁，并且所有的锁都是在同一时
刻被释放，这被称为隐式锁定。
InnoDB 也可以使用特定的语句进行显示锁定：
SELECT ... LOCK In SHARE MODE;
SELECT ... FOR UPDATE;
锁的分类
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制
在数据库中，锁的分类：
一：从对数据操作的 类型 分类：读、写
- 读锁（共享锁，X锁）：针对同一份数据，多个读操作可以同时进行而不会互相影响–共享屏幕
- 写锁（排它锁，S锁）：当前写操作没有完成前，它会阻断其他写锁和读锁
规定：
一个事务对数据对象 A 加了 X 锁，就可以对 A 进行读取和更新。加锁期间其它事务不能对 A 加任何锁。
一个事务对数据对象 A 加了 S 锁，可以对 A 进行读取操作，但是不能进行更新操作。加锁期间其它事务能对 A加 S 锁，但是不能加 X 锁。 （读上加读）
锁的兼容关系如下：
- X S
X x x
S x √
二： 从对数据操作的 粒度 分类：表锁，行锁，页锁
- 表锁（偏读） ：（把整张表锁了）偏向MyISAM存储引擎，开销小，枷锁快；无死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低
- 行锁(偏写) ：偏向InnoDB存储引擎，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
- 页锁（两者之间）：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
InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务，二是采用了行级锁。
三：使用意向锁（Intention Locks）可以更容易地支持多粒度封锁
在存在行级锁和表级锁的情况下，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，就需要先检测是否有其它事务对表 A 或者表 A 中的任意一行加了锁，那么就需要对表 A 的每一行都检测一次，这是非常耗时的。
意向锁在原来的 X/S 锁之上引入了 IX/IS：
IX/IS 都是表锁，用来表示一个事务想要在表中的某个数据行上加 X 锁或 S锁。
有以下两个规定：
- 一个事务在获得某个数据行对象的 S 锁之前，必须先获得表的 IS 锁或者更强的锁；
- 一个事务在获得某个数据行对象的 X 锁之前，必须先获得表的 IX 锁。
通过引入意向锁，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，只需要先检测是否有其它事务对表 A 加了 X/IX/S/IS 锁，如果加了就表示有其它事务正在使用这个表或者表中某一行的锁，因此事务 T 加 X 锁失败。
各种锁的兼容关系：
- 任意 IS/IX 锁之间都是兼容的，因为它们只是表示想要对表加锁，而不是真正加锁；
- S 锁只与 S 锁和 IS 锁兼容，也就是说事务 T 想要对数据行加 S 锁，其它事务可以已经获得对表或者表中的行的S 锁
表锁
1. 读锁：session1 给mylock表加 读锁：
两个session都能读它
session1 自己写mylock失败；读其他表失败（需要先把当前加锁的帐结了，才能读其他表）
session2；写mylock表 阻塞：session1解锁后，s2的update写语句继续执行；可以读其他表
2. 写锁：session1 给mylock表加 写锁
自己独占
别人的读写都被阻塞，等待锁释放
读锁会阻塞写,但是不会堵塞读。而写锁则会把读和写都堵塞（阻塞是指别人）
简而言之,就是读锁会阻塞写,但是不会堵塞读。而写锁则会把读和写都堵塞,
手动增加表锁/* 给mylock表加读锁（共享锁），给book表加写锁（排它锁）*/
lock table mylock read,book write;
查看表锁的情况 show open tables; 0安全，1加锁
释放锁 unlock tables;
模拟
开两个session，模拟场景
1.对mylock表加读锁（在session1加），两个session都能读
在session1尝试进行写操作(update)：update失败
在session2中，读book表（book表没有加锁）
但session1也无法读取其他锁
session2进行写操作：session2在执行update mylock表的操作后在阻塞
2.写锁 -----------------
在session1 执行 lock table mylock write;
session1给mylock表加锁之后，session1 的mylock表能读能写；但是session1仍然不能读其它的表。
session2 能读其它的表
session2对mylock表的查询，结果是阻塞。
分析表锁定
看哪些表被锁了：show open tables;
myisam的读写锁调度是写优先，myisam不适合做写为主表的引擎。写锁后，其它线程不能做任何操作，大量的更新会使查询很难得到锁，从而造成永远阻塞。
行锁
行锁支持事务
Innodb存储引擎由于实现了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面 所带来的性能损耗可能 比表记锁定 高一些，但在整体上并发处理能力 要远远优于MyISAM的表级锁定
模拟
建两个索引
要演示，先把auto commit关了
两个session都把auto commit关了后：如果两个session update同一行，会造成阻塞
两个sessionupdate不同的行，不会有冲突
索引失效 行锁变表锁
间隙锁
session1使用了范围条件检索数据，比如id范围在3到10，那么即便id为6的数据不存在，它这不存在的一行也会被锁。如果另一个session想要插入id为6的数据的时候，就会阻塞。
前提a的值并不是自增的，1,3,4,5,6,7,8,9
如何锁定一行
锁定一行的三步：
begin;
select * from test_innodb_lock where a=8 for update;
这时候其实已经锁定了某一行
commit; 提交后就解锁了
如何分析行锁定
检查InnoDB_row_lock 状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况
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