MySQL数据库是一个多用户访问系统，那么就要面临当多个用户同时读取和更新数据时，数据不会被破坏，所以就诞生了锁，锁一种并发控制技术，当一个用户尝试修改数据库中的记录时，首先要获取锁，那么持有这个锁的用户还在修改时，其他用户就不能对这些记录进行修改了。【相关推荐：mysql视频教程】
MySQL中的锁
但是相对其他数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，MySQL不同的存储引擎有不同的锁机制，MylSAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁，BDB存储引擎采用的是页面锁，而常用的InnoDB存储引擎支持行级锁、表级锁，默认情况下是采用行级锁。
这3种锁的特性如下：
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，并发度最低。
行级锁：开销大，加锁慢，会出现死锁，锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。
页面锁：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。
MyISAM
MyISAM表锁
MySQL为表提供了两种类型的锁，它们是：
READ LOCK： 允许用户仅从表中读取数据。
WRITE LOCK： 允许用户对表进行读取和写入操作。
MyISAM对表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求， 但是会阻塞对同一表的写请求，MyISAM对表的写操作，会阻塞其他用户对同一表的读和写操作， MyISAM表的读操作与写操作之间，以及写操作之间是串行的。
MyISAM在执行查询语句(SELECT)前，会自动给使用到的所有表加读锁，在执行更新操作(UPDATE、DELETE、INSERT等)前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要我们手动干预，所以我们一般不需要用LOCK TABLE命令给MyISAM表显式加锁，但是显示加锁也没有什么问题。
还有在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及表的锁，因为在执行LOCK TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表，否则会出错，同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，不能执行更新操作，否则也会报错，在自动加锁的情况下也是如此，这也正是MyISAM表不会出现死锁的原因。
下面看一个列子。
1、创建一张表
CREATE TABLE test_table ( Id INT NOT NULL AUTO_INCREMENT, Name VARCHAR(50) NOT NULL, Message VARCHAR(80) NOT NULL, PRIMARY KEY (Id) );
2、会话1获取写锁
mysql> lock table test_table write;Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
3、会话2读取。
我们知道在某个会话持有WRITE锁时，所有其他会话都无法访问该表的数据，所以在第二个会话执行下面语句时，会一直处于等待状态。
mysql> select * from test_table;
4、会话1解锁
unlock table;
并发插入
在MyISAM里读写操作是串行的，但是可以根据concurrent_insert的设置，让MyISAM支持并行查询和插入。
concurrent_insert取值如下：
0：不允许并发插入功能。
1：允许对没有空洞的表使用并发插入，新数据位于数据文件结尾（缺省）。
2：不管表有没有空洞，都允许在数据文件结尾并发插入。
空洞指的是表的中间没有被删除的行。
InnoDB
InnoDB不同于MyISAM，他有两个特点，一是支持事务，二是采用了行级锁，行级锁和表锁有很多不同的地方。
事务特性
原子性
事务是一个原子操作单元， 对数据的修改，要么全部执行，要么全都不执行。
一致性
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。
隔离性
数据库系统保证事务在不受外部并发操作影响，可以”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。
持久性
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
相对于串行处理来说，虽然提高了资源利用率，可以支持更多的用户，但并发事务处理也会带来些问题， 主要包括以下几种情况。
更新丢失
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，也就是最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。
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脏读
脏读又称无效数据的读出，当事务1将某一值修改后，然后事务2读取该值，后面事务1又因为一些原因撤销对该值的修改，这就导致了事务2所读取到的数据是无效的。
不可重复读
指的是一个事务在读取某些数据后，再次读取之前读过的数据，却发现读出的数据已经发生了改变。
幻读
当事务1按相同的查询条件重新读取以前查询过的数据时，却发现其他事务插入了满足这个条件的新数据。
事务隔离级别
上面说的”更新丢失”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。
而脏读、不可重复读、幻读，都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，可分为以下两种，一种是在读取数据前加锁，阻止其他事务对数据进行修改，另一种不需要锁，通过MVCC或MCC来实现，这种技术叫做数据多版本并发控制，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，并用这个快照来提供一定级别的一致性读取。
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。
InnoDB有四个事务隔离级别： READ UNCOMMITTED， READ COMMITTED， REPEATABLE READ，和 SERIALIZABLE。默认隔离级别是REPEATABLE READ。
读未提交√√√读已提交×√√可重复读取××√可序列化（serializable）×××
查询/更改隔离级别
显示隔离级别show global variables like '%isolation%';select @@transaction_isolation;设置隔离级别set global transaction_isolation ='read-committed';set session transaction isolation level read uncommitted;
READ UNCOMMITTED（读未提交）
在这个隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。这种隔离级别在实际应用中很少使用，读取未提交的数据也称为脏读。
例子
启动两个会话，并设置隔离级别为READ UNCOMMITTED。
mysql> select * from user;+-----------+---------+| user_name | balance |+-----------+---------+| 张三 | 100 || 李四 | 100 || 王五 | 80 |+-----------+---------+
T1begin;begin;T2select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额100
T3
select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额100T4update user set balance =80 where user_name =”张三”;
T4
select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额80T5commitcommit
可以看到，在T4时刻，事务1没有提交，但是事务2可以看到被事务1锁更改的数据。
READ COMMITTED （读已提交）
这是大多数数据库系统的默认隔离级别，但不是MySQL的默认级别，他避免了脏读现象，因为在任何未提交的事务前，对任何其他事务都是不可见的，也就是其他事务看不到未提交的数据，允许不可重复读。
例子
将两个会话中隔离级别设置为读已提交set session transaction isolation level read committed;
T1begin;begin;T2select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额100
T3
select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额100T4update user set balance =80 where user_name =”张三”;
T4
select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额100T5commit
T5
select * from user where user_name=”张三”;
此时张三余额80
可以看到，在T4时刻，事务1没有提交，但是事务2读取到的数据还是100,当事务1提交后，事务2才可以看到。
REPEATABLE READ （可重复读）
这是 MySQL 的默认事务隔离级别，它确保同一事务读取数据时，将看到相同的数据行，但是会出现幻读，当事务1按条件进行查询后，另一个事务在该范围内插入一个新数据，那么事务1再次读取时，就会读到这个新数据。InnoDB 和 Falcon 存储引擎通过 mvcc（多版本并发控制）机制解决了这个问题。
例子
设置两个会话隔离级别为可重复读set session transaction isolation level repeatable read;
T1begin;begin;T2update user set balance =80 where user_name =”张三”;
T3commit;
T4
select * from user where user_name=”张三”;
张三余额为100
可以看到，在T3时刻，事务1已经提交更改，但是在T4时刻的事务2中，还是读取到了原来的数据，但是如果事务2在原来的基础上再减10元，那么最终余额是90还是70呢？,答案是70。.
mysql> update user set balance=balance-10 where user_name="张三";Query OK, 1 row affected (0.00 sec)Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0mysql> select * from user where user_name="张三";+-----------+---------+| user_name | balance |+-----------+---------+| 张三 | 70 |+-----------+---------+1 row in set (0.00 sec)
SERIALIZABLE （序列化）
他是最高的隔离级别，InnoDB将所有普通SELECT语句隐式转换为SELECT ... LOCK IN SHARE MODE，所有事务按照顺序依次执行，因此，脏读、不可重复读、幻读都不会出现。但是，由于事务是串行执行，所以效率会大大下降，
例子
设置隔离级别为序列化set session transaction isolation level serializable;
T1begin;begin;T2select * from user where user_name=”张三”;
T3
update user set balance =80 where user_name =”张三”;
这一次，有趣的是，事务2在T3时刻更新被阻止了,原因是在serializable隔离级别下，MySQL隐式地将所有普通SELECT查询转换为SELECT FOR SHARE， 持有SELECT FOR SHARE锁的事务只允许其他事务对SELECT行进行处理，而不允许其他事务UPDATE或DELETE它们。
所以有了这个锁定机制，我们之前看到的不一致数据场景就不再可能了。
但是，这个锁具有超时时间，在等待一会后，如果其他事务在这段时间内没有提交或回滚释放锁，将抛出锁等待超时错误，如下所示：
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
InnoDB行锁
InnoDB 的行级锁也分为共享锁和排他锁两种。
共享锁允许持有锁的事务读取行。
独占锁允许持有锁事务的更新或删除行。
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，这两种意向锁都是表锁。
意向共享锁 事务想要获得一张表中某几行的共享锁。意向排他锁 事务想要获得一张表中某几行的排他锁。
InnoDB 行锁是通过锁定索引上的索引条目来实现的，因此，InnoDB 只有在通过索引条件检索到数据时才使用行级锁；否则，InnoDB 将使用表锁。
我们可以显示的加锁，但对于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，下面是显示的加锁方式：
共享锁：SELECT FROM table_name WHERE … LOCK IN SHARE MODE排他锁：SELECT * FROM table_name WHERE … FOR UPDATE
Next-Key锁
当我们使用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求其共享或排他锁时，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。
举例来说，假如user表中只有101条记录，其user_id的值分别是1.2. ..100. 101，当查找大于100的user_id时，使用下面SQL。
select.* from emp where user_id > 100 for update;
这就是一个范围条件的查询， InnoDB不仅会对user_id为101的记录加锁，也会对user_id大于101的”间隙”加锁，虽然这些记录并不存在。
InnoDB使用Next-Key锁的目的，一方面是为了防止幻读，另一方面， 是为了满足恢复和复制的需要。
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