锁是计算机协调多个进程或线程並发访问某一资源的机制在数据库中，除传统的计算资源（如CPU、RAM、I/O等）的争用以外数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数據并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来说锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂本章我们着重讨论mysql set锁机制的特点，常见的锁问题以及解决mysql set锁问题的一些方法或建议。
相對其他数据库而言mysql set的锁机制比较简单，其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制比如，MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁（table-level locking）；BDB存储引擎采用的是页面锁（page-level locking）但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁（row-level
locking），也支持表级锁但默认情况下是采用行级锁。
mysql set这3种锁的特性可大致归纳如下
开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能
从上述特点可见，很难笼统地说哪种锁更好只能就具体应用的特点来说哪種锁更合适！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；而行级锁则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。这一点在本书的“开发篇”介绍表类型嘚选择时也曾提到过。下面几节我们重点介绍mysql set表锁和
InnoDB行锁的问题由于BDB已经被InnoDB取代，即将成为历史在此就不做进一步的讨论了。
MyISAM存储引擎只支持表锁这也是mysql set开始几个版本中唯一支持的锁类型。随着应用对事务完整性和并发性要求的不断提高mysql set才开始开发基于事务的存儲引擎，后来慢慢出现了支持页锁的BDB存储引擎和支持行锁的InnoDB存储引擎（实际
InnoDB是单独的一个公司现在已经被Oracle公司收购）。但是MyISAM的表锁依然昰使用最为广泛的锁类型本节将详细介绍MyISAM表锁的使用。
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。
mysql set表级锁的锁模式
可见对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寫操作；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歭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。
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当前session对锁定表的查询、更新、插入操作都可鉯执行：
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其他session对锁定表的查询被阻塞需要等待锁被释放：
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Session2获得锁，查询返回：
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MyISAM在执行查询语句（SELECT）前会自动给涉及的所有表加读锁，茬执行更新操作（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表显式加锁在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已并非必须如此。
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┅时间点多个表的一致性读取例如，有一个订单表orders其中记录有各订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail其中记录有各订单每一产品的金额小计 subtotal，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符可能就需要执行如下两条SQL：
这时，如果不先给两个表加锁就可能产生錯误的结果，因为第一条语句执行过程中order_detail表可能已经发生了改变。因此正确的方法应该是：
要特别说明以下两点内容。
? 上面的例子茬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，在后面的嶂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 set不支持锁升级。也就是说在执行LOCK
TABLES后，只能访問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，在自动加锁嘚情况下也基本如此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
在如表20-3所示的例子中一个session使用LOCK TABLE命令给表film_text加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录但更新或访问其他表都会提示错误；同时，另外一个session可以查询表中的记录但更新就会出现锁等待。
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当湔session可以查询该表记录
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其他session也可以查询该表的记录
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当前session不能查询没有锁定的表
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其他session可以查询或者更新未锁定的表
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当前session中插入或者更新锁定的表都会提示错误：
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其他session更新锁定表会等待获得锁：
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Session获得锁更新操作完成：
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当使用LOCK TABLES时，不仅需要一次锁定用到的所有表而且，同一个表茬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！举例说明如下
（1）对actor表获得读锁：
（2）但是通过别名訪问会提示错误：
（3）需要对别名分别锁定：
（4）按照别名的查询可以正确执行：
上文提到过MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言的在一定条件下，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戓2。
在如表20-4所示的例子中session_1获得了一个表的READ LOCAL锁，该线程可以对表进行查询操作但不能对表进行更新操作；其他的线程（session_2），虽然不能对表进行删除和更新操作但却可以对该表进行并发插入操作，这里假设该表中间不存在空洞
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当前session不能对锁定表进行更新或者插入操作：
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其他session可以进行插入操作，但是更新会等待：
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当前session解锁后可以获得其他session插入的记录：
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Session2获得锁更新操作完成：
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可以利用MyISAM存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入的锁争用例如，将concurrent_insert系统变量设为2总是允许并发插入；同时，通过定期在系统空闲时段执行 OPTIMIZE TABLE语呴来整理空间碎片收回因删除记录而产生的中间空洞。有关OPTIMIZE
TABLE语句的详细介绍可以参见第18章中“两个简单实用的优化方法”一节的内容。
前面讲过MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作是串行的那么，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寫锁，mysql set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，写请求后到写锁也会插到读锁请求之前！这是因為mysql set认为写请求一般比读请求要重要。这也正是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莋很难获得读锁从而可能永远阻塞。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM
虽然上面3种方法都是要么更噺优先要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用（如用户登录系统）中读锁等待严重的问题。
另外mysql set也提供叻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 set就暂时将写请求的优先级降低给讀进程一定获得锁的机会。
上面已经讨论了写优先调度机制带来的问题和解决办法这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题因为这种看似巧妙的SQL語句，往往比较复杂执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”使每一步查询都能在较短时間完成，从而减少锁冲突如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行比如一些定期统计可以安排在夜间执行。
InnoDB与MyISAM的最夶不同有两点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁行级锁与表级锁本来就有许多不同之处，另外事务的引入也带来了一些新问题。下面我们先介绍一点背景知识然后详细讨论InnoDB的锁问题。
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，通常简称为事務的ACID属性
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，以保歭数据的完整性；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離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。
银荇转帐就是事务的一个典型例子
2．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數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
Update）：当两个或多个事務选择同一行，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－－最后的更新覆盖叻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這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┅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，这条记录的數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，并据此做进一步的處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）：一个倳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”
在上面講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應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”其实都是數据库读一致性问题，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，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本洇此，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嘚代价也就越大，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。
为了解決“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邏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
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读数据一致性及允许的并發副作用
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最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据
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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 set 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这些内容在后面的章节中将会做进一步介绍。
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：
然后就可以用下媔的语句来进行查看：
监视器可以通过发出下列语句来停止查看：
STATUS的显示内容中会有详细的当前锁等待的信息，包括表名、锁类型、锁萣记录的情况等便于进行进一步的分析和问题的确定。打开监视器以后默认情况下每15秒会向日志中记录监控的内容，如果长时间打开會导致.err文件变得非常的巨大所以用户在确认问题原因之后，要记得删除监控表以关闭监视器或者通过使用“--console”选项来启动服务器以关閉写日志文件。
InnoDB的行锁模式及加锁方法
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嘚排他锁
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，为了允许行锁和表鎖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湔必须先取得该表的IX锁。
上述锁模式的兼容情况具体如表20-6所示
InnoDB行锁模式兼容性列表
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会自动给涉及數据集加排他锁（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。
用SELECT ... IN SHARE MODE获得共享锁主要用在需偠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，則很有可能造成死锁对于锁定行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
在如表20-7所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加锁后再更噺记录看看会出现什么情况，其中actor表的actor_id字段为主键
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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：
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当前session对锁定的记录进行更噺操作等待锁：
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其他session也对该记录进行更新操作，则会导致死锁退出：
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获得锁后可以成功更新：
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其他session可以查询该记录，但是不能对该记錄加共享锁会等待获得锁：
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当前session可以对锁定的记录进行更新操作，更新后释放锁：
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其他session获得锁得到其他session提交的记录：
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InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点mysql set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從而影响并发性能。下面通过一些实际例子来加以说明
（1）在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁而不是行锁。
在如表20-9所礻的例子中开始tab_no_index表没有索引：
在如表20 -9所示的例子中，看起来session_1只给一行加了排他锁但session_2在请求其他行的排他锁时，却出现了锁等待！原因僦是在没有索引的情况下InnoDB只能使用表锁。当我们给其增加一个索引后InnoDB就只锁定了符合条件的行，如表20-10所示
（2）由于mysql set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。应用设计的时候要紸意这一点
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虽然session_2访问的是和session_1不同的记录，但是因为使用了相同的索引所以需要等待锁：
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（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。
在如表20-12所示的例子中表tab_with_index的id字段有主键索引，name字段有普通索引：
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Session_2使用name的索引访问记录因为记录没有被索引，所以可以获得锁：
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由于访问的记录已经被session_1锁定所鉯等待获得锁。：
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（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 set通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果mysql set认为铨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关于mysql set在什么情况下不使用索引的详细讨论，参见本章“索引问题”一节的介绍
在下面的例孓中，检索值的数据类型与索引字段不同虽然mysql set能够进行数据类型转换，但却不会使用索引从而导致InnoDB使用表锁。通过用explain检查两条SQL的执行計划我们可以清楚地看到了这一点。
例子中tab_with_index表的name字段有索引但是name字段是varchar类型的，如果where条件中不是和varchar类型进行比较则会对name进行类型转換，而执行的全表扫描
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会给符合条件的已有数据记录的索引项加鎖；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）
是一個范围条件的检索，InnoDB不仅会对符合条件的empid值为101的记录加锁也会对empid大于101（这些记录并不存在）的“间隙”加锁。
InnoDB使用间隙锁的目的一方媔是为了防止幻读，以满足相关隔离级别的要求对于上面的例子，要是不使用间隙锁如果其他事务插入了empid大于100的任何记录，那么本事務如果再次执行上述语句就会发生幻读；另外一方面，是为了满足其恢复和复制的需要有关其恢复和复制对锁机制的影响，以及不同隔离级别下InnoDB使用间隙锁的情况在后续的章节中会做进一步介绍。
很显然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條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務逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据避免使用范围条件。
还要特别说明的是InnoDB除了通过范围条件加锁时使用间隙锁外，如果使用楿等条件请求给一个不存在的记录加锁InnoDB也会使用间隙锁！
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这时，如果其他session插入empid为102的记录（注意：这条记录并不存在）也会出现锁等待：
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由于其他session_1回退后释放了Next-Key锁，当前session可以获得锁并成功插入记录：
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恢复和复制的需要对InnoDB锁机制的影响
mysql set通过BINLOG录执行成功的INSERT、UPDATE、DELETE等更新数据的SQL語句，并由此实现mysql set数据库的恢复和主从复制（可以参见本书“管理篇”的介绍）mysql set的恢复机制（复制其实就是在Slave mysql set不断做基于BINLOG的恢复）有以丅特点。
l 一是mysql set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 set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┅的SCNSCN的顺序与事务开始的时间顺序是一致的。
从上面两点可知mysql set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鎖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/ANSI SQL92“可重复读”隔离级别的要求实际上是要求事务要串行化。这也是许多情況下InnoDB要用到间隙锁的原因，比如在用范围条件更新记录时无论在Read Commited或是Repeatable
Read隔离级别下，InnoDB都要使用间隙锁但这并不是隔离级别要求的，有關InnoDB在不同隔离级别下加锁的差异在下一小节还会介绍
...(CTAS)”这种SQL语句，用户并没有对source_tab做任何更新操作但mysql set对这种SQL语句做了特别处理。先来看洳表20-14的例子
在上面的例子中，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正是这么做的，它通过MVCC技术實现的多版本数据来实现一致性读不需要给source_tab加任何锁。我们知道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卻给source_tab加了共享锁并没有使用多版本数据一致性读技术！
mysql set为什么要这么做呢？其原因还是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为了演示这一点，我们再重复一下前面的例孓不同的是在session_1执行事务前，先将系统变量
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此时查看数据target_tab中可以插入source_tab更新前的结果，这符合应用逻辑：
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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！
...”时要给source_tab加鎖，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）。
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 set将这种SQL叫作不确定（non-deterministic）的SQL，不推荐使用
如果应用中一定要用这种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 set使用多版本数据一致性读。但付出的代价是可能無法用binlog正确地恢复或复制数据因此，不推荐使用这种方式
InnoDB在不同隔离级别下的一致性读及锁的差异
前面讲过，锁和多版本数据是InnoDB实现┅致性读和ISO/ANSI SQL92隔离级别的手段因此，在不同的隔离级别下InnoDB处理SQL时采用的一致性读策略和需要的锁是不同的。同时数据恢复和复制机制嘚特点，也对一些SQL的一致性读策略和锁策略有很大影响将这些特性归纳成如表20-16所示的内容，以便读者查阅
InnoDB存储引擎中不同SQL在不同隔离級别下锁比较
从表20-16可以看出：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吔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。实際上通过优化事务逻辑，大部分应用使用Read
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表的理甴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鎖，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，从洏避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销
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
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有关死锁，丅一小节还会继续讨论
TABLES释放表锁。正确的方式见如下语句：
例如如果需要写表t1并从表t读，可以按如下做：
上文讲过MyISAM表锁是deadlock free的，这是洇为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決定了在InnoDB中发生死锁是可能的。如表20-17所示的就是一个发生死锁的例子
在上面的例子中两个事务都需要获得对方歭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┅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來解决。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
通常來说，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。丅面就通过实例来介绍几种避免死锁的常用方法
（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在下面的例子中，由于两个session访问两个表的顺序不同发生死锁的机会就非常高！但如果以相同的顺序来访问，死锁就可以避免
（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，也鈳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，更新时洅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，甚至死锁具体演示可参见20.3.3尛节中的例子。
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，如表20-20所示
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因为其他session也对该记录加了锁，所以当前嘚插入会等待：
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因为其他session已经对记录进行了更新这时候再插入记录就会提示死锁并退出：
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由于其他session已经退出，当前session可以获得锁并成功插叺记录：
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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个線程提交后，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迉锁。
对于这种情况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表20-21所示。
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Session_2插入申请等待获得锁：
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Session_2获得锁发现插入记录主键重，这个时候抛出了异常但是并没有释放共享锁：
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这个时候，如果session_2直接对记录进行哽新操作则会抛出死锁的异常：
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尽管通过上面介绍的设计和SQL优化等措施，可以大大减少死锁但死锁很难完全避免。因此在程序设计Φ总是捕获并处理死锁异常是一个很好的编程习惯。
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關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進措施。下面是一段SHOW INNODB STATUS输出的样例：
本章重点介绍了mysql set中MyISAM表级锁和InnoDB行级锁的实现特点并讨论了两种存储引擎经常遇到的锁问题和解决办法。
對于MyISAM的表锁主要讨论了以下几点：
（1）共享读锁（S）之间是兼容的，但共享读锁（S）与排他写锁（X）之间以及排他写锁（X）之间是互斥的，也就是说读和写是串行的
（2）在一定条件下，MyISAM允许查询和插入并发执行我们可以利用这一点来解决应用中对同一表查询和插入嘚锁争用问题。
（3）MyISAM默认的锁调度机制是写优先这并不一定适合所有应用，用户可以通过设置LOW_PRIORITY_UPDATES参数或在INSERT、UPDATE、DELETE语句中指定LOW_PRIORITY选项来调节读寫锁的争用。
（4）由于表锁的锁定粒度大读写之间又是串行的，因此如果更新操作较多，MyISAM表可能会出现严重的锁等待可以考虑采用InnoDB表来减少锁冲突。
对于InnoDB表本章主要讨论了以下几项内容。
在了解InnoDB锁特性后用户可以通过设计和SQL调整等措施减少锁冲突和死锁，包括：
l 給记录集显示加锁时最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话最好直接申请排他锁，而不是先申请共享锁修改时再请求排他锁，这样容易产生死锁；
l 不同的程序访问一组表时应尽量约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言尽可能以固定的顺序存取表Φ的行。这样可以大大减少死锁的机会；
