鎖是計算機協調多個進程或純線程併發訪問某一資源的機制。在數據庫中，除傳統的計算資源（CPU、RAM、I/O）的爭用之外，數據也是一種供許多用戶共享的資源。如何保證數據併發訪問的一致性、有效性是所在有數據庫必須解決的一個問題，鎖衝突也是影響數據庫併發訪問性能的一個重要因素。從這個角度來講，鎖對數據庫而言顯得尤爲重要，也更加複雜。mysql
概述
相對其餘數據庫而言，MySQL的鎖機制比較簡單，其最顯著的特色是不一樣的存儲引擎支持不一樣的鎖機制。
MySQL大體可概括爲如下3種鎖：
- 表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現死鎖；鎖定粒度大，發生鎖衝突的機率最高，併發度最低。
- 行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現死鎖；鎖定粒度最小，發生鎖衝突的機率最低，併發度也最高。
- 頁面鎖：開銷和加鎖時間界於表鎖和行鎖之間；會出現死鎖；鎖定粒度界於表鎖和行鎖之間，併發度通常
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MySQL表級鎖的鎖模式（MyISAM)
MySQL表級鎖有兩種模式：表共享鎖（Table Read Lock）和表獨佔寫鎖（Table Write Lock）。
- 對MyISAM的讀操做，不會阻塞其餘用戶對同一表請求，但會阻塞對同一表的寫請求；
- 對MyISAM的寫操做，則會阻塞其餘用戶對同一表的讀和寫操做；
- MyISAM表的讀操做和寫操做之間，以及寫操做之間是串行的。
當一個線程得到對一個表的寫鎖後，只有持有鎖線程能夠對錶進行更新操做。其餘線程的讀、寫操做都會等待，直到鎖被釋放爲止。
MySQL表級鎖的鎖模式
ＭySQL的表鎖有兩種模式：表共享讀鎖（Table Read Lock）和表獨佔寫鎖（Table Write Lock）。鎖模式的兼容以下表
ＭySQL中的表鎖兼容性
當前鎖模式/是否兼容/請求鎖模式 |
None |
讀鎖 |
寫鎖 |
| 讀鎖 | 是 | 是 | 否 |
| 寫鎖 | 是 | 否 | 否 |
可見，對ＭyISAM表的讀操做，不會阻塞其餘用戶對同一表的讀請求，但會阻塞對同一表的寫請求；對ＭyISAM表的寫操做，則會阻塞其餘用戶對同一表的讀和寫請求；ＭyISAM表的讀和寫操做之間，以及寫和寫操做之間是
串行的！（
當一線程得到對一個表的寫鎖後，只有持有鎖的線程能夠對錶進行更新操做。其餘線程的讀、寫操做都會等待，直到鎖被釋放爲止。）
如何加表鎖
MyISAM在執行查詢語句（SELECT）前，會自動給涉及的全部表加讀鎖，在執行更新操做（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，會自動給涉及的表加寫鎖，這個過程並不須要用戶干預，所以用戶通常不須要直接用LOCK TABLE命令給MyISAM表顯式加鎖。在本書的示例中，顯式加鎖基本上都是爲了方便而已，並不是必須如此。
給MyISAM表顯示加鎖，通常是爲了必定程度模擬事務操做，實現對某一時間點多個表的一致性讀取。例如，有一個訂單表orders，其中記錄有訂單的總金額total，同時還有一個訂單明細表order_detail，其中記錄有訂單每一產品的金額小計subtotal，假設咱們須要檢查這兩個表的金額合計是否相等，可能就須要執行以下兩條SQL：
|
1
2
|
SELECT
SUM
(total)
FROM
orders;
SELECT
SUM
(subtotal)
FROM
order_detail;
|
這時，若是不先給這兩個表加鎖，就可能產生錯誤的結果，由於第一條語句執行過程當中，order_detail表可能已經發生了改變。所以，正確的方法應該是：
|
1
2
3
4
|
LOCK tables orders
read
local
,order_detail
read
local
;
SELECT
SUM
(total)
FROM
orders;
SELECT
SUM
(subtotal)
FROM
order_detail;
Unlock tables;
|
要特別說明如下兩點內容。
- 上面的例子在LOCK TABLES時加了‘local’選項，其做用就是在知足MyISAM表併發插入條件的狀況下，容許其餘用戶在表尾插入記錄
- 在用LOCKTABLES給表顯式加表鎖是時，必須同時取得全部涉及表的鎖，而且MySQL支持鎖升級。也就是說，在執行LOCK TABLES後，只能訪問顯式加鎖的這些表，不能訪問未加鎖的表；同時，若是加的是讀鎖，那麼只能執行查詢操做，而不能執行更新操做。其實，在自動加鎖的狀況下也基本如此，MySQL問題一次得到SQL語句所須要的所有鎖。這也正是MyISAM表不會出現死鎖（Deadlock Free）的緣由
一個session使用LOCK TABLE 命令給表film_text加了讀鎖，這個session能夠查詢鎖定表中的記錄，但更新或訪問其餘表都會提示錯誤；同時，另一個session能夠查詢表中的記錄，但更新就會出現鎖等待。
當使用LOCK TABLE時，不只須要一次鎖定用到的全部表，並且，同一個表在SQL語句中出現多少次，就要經過與SQL語句中相同的別名鎖多少次，不然也會出錯！
併發鎖
在必定條件下，MyISAM也支持查詢和操做的併發進行。
MyISAM存儲引擎有一個系統變量concurrent_insert，專門用以控制其併發插入的行爲，其值分別能夠爲0、1或2。
- 當concurrent_insert設置爲0時，不容許併發插入。
- 當concurrent_insert設置爲1時，若是MyISAM容許在一個讀表的同時，另外一個進程從表尾插入記錄。這也是MySQL的默認設置。
- 當concurrent_insert設置爲2時，不管MyISAM表中有沒有空洞，都容許在表尾插入記錄，都容許在表尾併發插入記錄。
能夠利用MyISAM存儲引擎的併發插入特性，來解決應用中對同一表查詢和插入鎖爭用。例如，將concurrent_insert系統變量爲2，老是容許併發插入；同時，經過按期在系統空閒時段執行OPTIONMIZE TABLE語句來整理空間碎片，收到因刪除記錄而產生的中間空洞。
MyISAM的鎖調度
前面講過，MyISAM存儲引擎的讀和寫鎖是互斥，讀操做是串行的。那麼，一個進程請求某個MyISAM表的讀鎖，同時另外一個進程也請求同一表的寫鎖，MySQL如何處理呢？答案是寫進程先得到鎖。不只如此，即便讀進程先請求先到鎖等待隊列，寫請求後到，寫鎖也會插到讀請求以前！這是由於MySQL認爲寫請求通常比讀請求重要。這也正是MyISAM表不太適合於有大量更新操做和查詢操做應用的緣由，由於，大量的更新操做會形成查詢操做很難得到讀鎖，從而可能永遠阻塞。這種狀況有時可能會變得很是糟糕！幸虧咱們能夠經過一些設置來調節MyISAM的調度行爲。
- 經過指定啓動參數low-priority-updates，使MyISAM引擎默認給予讀請求以優先的權利。
- 經過執行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該鏈接發出的更新請求優先級下降。
- 經過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性，下降該語句的優先級。
雖然上面3種方法都是要麼更新優先，要麼查詢優先的方法，但仍是能夠用其來解決查詢相對重要的應用（如用戶登陸系統）中，讀鎖等待嚴重的問題。
另外，MySQL也提供了一種折中的辦法來調節讀寫衝突，即給系統參數max_write_lock_count設置一個合適的值，當一個表的讀鎖達到這個值後，MySQL變暫時將寫請求的優先級下降，給讀進程必定得到鎖的機會。
上面已經討論了寫優先調度機制和解決辦法。這裏還要強調一點：一些須要長時間運行的查詢操做，也會使寫進程「餓死」！所以，應用中應儘可能避免出現長時間運行的查詢操做，不要總想用一條SELECT語句來解決問題。由於這種看似巧妙的SQL語句，每每比較複雜，執行時間較長，在可能的狀況下能夠經過使用中間表等措施對SQL語句作必定的「分解」，使每一步查詢都能在較短期完成，從而減小鎖衝突。若是複雜查詢不可避免，應儘可能安排在數據庫空閒時段執行，好比一些按期統計能夠安排在夜間執行。
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InnoDB鎖問題
InnoDB與MyISAM的最大不一樣有兩點：一是支持事務（TRANSACTION）；二是採用了行級鎖。
行級鎖和表級鎖原本就有許多不一樣之處，另外，事務的引入也帶來了一些新問題。
1.事務（Transaction）及其ACID屬性
事務是由一組SQL語句組成的邏輯處理單元，事務具備4屬性，一般稱爲事務的ACID屬性。
- 原性性（Actomicity）：事務是一個原子操做單元，其對數據的修改，要麼全都執行，要麼全都不執行。
- 一致性（Consistent）：在事務開始和完成時，數據都必須保持一致狀態。這意味着全部相關的數據規則都必須應用於事務的修改，以操持完整性；事務結束時，全部的內部數據結構（如B樹索引或雙向鏈表）也都必須是正確的。
- 隔離性（Isolation）：數據庫系統提供必定的隔離機制，保證事務在不受外部併發操做影響的「獨立」環境執行。這意味着事務處理過程當中的中間狀態對外部是不可見的，反之亦然。
- 持久性（Durable）：事務完成以後，它對於數據的修改是永久性的，即便出現系統故障也可以保持。
2.併發事務帶來的問題
相對於串行處理來講，併發事務處理能大大增長數據庫資源的利用率，提升數據庫系統的事務吞吐量，從而能夠支持能夠支持更多的用戶。但併發事務處理也會帶來一些問題，主要包括如下幾種狀況。
- 更新丟失（Lost Update）：當兩個或多個事務選擇同一行，而後基於最初選定的值更新該行時，因爲每一個事務都不知道其餘事務的存在，就會發生丟失更新問題——最後的更新覆蓋了其餘事務所作的更新。例如，兩個編輯人員製做了同一文檔的電子副本。每一個編輯人員獨立地更改其副本，而後保存更改後的副本，這樣就覆蓋了原始文檔。最後保存其更改保存其更改副本的編輯人員覆蓋另外一個編輯人員所作的修改。若是在一個編輯人員完成並提交事務以前，另外一個編輯人員不能訪問同一文件，則可避免此問題
- 髒讀（Dirty Reads）：一個事務正在對一條記錄作修改，在這個事務並提交前，這條記錄的數據就處於不一致狀態；這時，另外一個事務也來讀取同一條記錄，若是不加控制，第二個事務讀取了這些「髒」的數據，並據此作進一步的處理，就會產生未提交的數據依賴關係。這種現象被形象地叫作「髒讀」。
- 不可重複讀（Non-Repeatable Reads）：一個事務在讀取某些數據已經發生了改變、或某些記錄已經被刪除了！這種現象叫作「不可重複讀」。
- 幻讀（Phantom Reads）：一個事務按相同的查詢條件從新讀取之前檢索過的數據，卻發現其餘事務插入了知足其查詢條件的新數據，這種現象就稱爲「幻讀」。
3.事務隔離級別
在併發事務處理帶來的問題中，「更新丟失」一般應該是徹底避免的。但防止更新丟失，並不能單靠數據庫事務控制器來解決，須要應用程序對要更新的數據
加必要的鎖來解決，所以，防止更新丟失應該是應用的責任。
「髒讀」、「不可重複讀」和「幻讀」，其實都是數據庫讀一致性問題，必須由數據庫提供必定的事務隔離機制來解決。數據庫實現事務隔離的方式，基本能夠分爲如下兩種。
一種是在讀取數據前，對其加鎖，阻止其餘事務對數據進行修改。
另外一種是不用加任何鎖，經過必定機制生成一個數據請求時間點的一致性數據快照（Snapshot），並用這個快照來提供必定級別（語句級或事務級）的一致性讀取。從用戶的角度，好像是數據庫能夠提供同一數據的多個版本，所以，這種技術叫作數據多版本併發控制（ＭultiVersion Concurrency Control，簡稱MVCC或MCC），也常常稱爲多版本數據庫。
數據庫的事務隔離級別越嚴格，併發反作用越小，但付出的代價也就越大，由於事務隔離實質上就是使事務在必定程度上「串行化」進行，這顯然與「併發」是矛盾的，同時，不一樣的應用對讀一致性和事務隔離程度的要求也是不一樣的，好比許多應用對「不可重複讀」和「幻讀」並不敏感，可能更關心數據併發訪問的能力。
爲了解決「隔離」與「併發」的矛盾，ISO/ANSI SQL92定義了４個事務隔離級別，每一個級別的隔離程度不一樣，容許出現的反作用也不一樣，應用能夠根據本身業務邏輯要求，經過選擇不一樣的隔離級別來平衡＂隔離＂與＂併發＂的矛盾
事務４種隔離級別比較
| 隔離級別/讀數據一致性及容許的併發反作用 | 讀數據一致性 | 髒讀 | 不可重複讀 | 幻讀 |
|
未提交讀（Read uncommitted）
|
最低級別，只能保證不讀取物理上損壞的數據 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交度（Read committed） | 語句級 | 否 | 是 | 是 |
| 可重複讀（Repeatable read） | 事務級 | 否 | 否 | 是 |
| 可序列化（Serializable） | 最高級別，事務級 | 否 | 否 | 否 |
最後要說明的是：各具體數據庫並不必定徹底實現了上述４個隔離級別，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable兩個標準級別，另外還本身定義的Read only隔離級別：SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定義的４個級別外，還支持一個叫作＂快照＂的隔離級別，但嚴格來講它是一個用MVCC實現的Serializable隔離級別。ＭySQL支持所有４個隔離級別，但在具體實現時，有一些特色，好比在一些隔離級下是採用MVCC一致性讀，但某些狀況又不是。
獲取InonoD行鎖爭用狀況
能夠經過檢查InnoDB_row_lock狀態變量來分析系統上的行鎖的爭奪狀況：
|
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
11
|
mysql> show status
like
'innodb_row_lock%'
;
+
-------------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+
-------------------------------+-------+
| Innodb_row_lock_current_waits | 0 |
| Innodb_row_lock_time | 0 |
| Innodb_row_lock_time_avg | 0 |
| Innodb_row_lock_time_max | 0 |
| Innodb_row_lock_waits | 0 |
+
-------------------------------+-------+
5
rows
in
set
(0.00 sec)
|
若是發現爭用比較嚴重，如Innodb_row_lock_waits和Innodb_row_lock_time_avg的值比較高，還能夠經過設置InnoDB Monitors來進一步觀察發生鎖衝突的表、數據行等，並分析鎖爭用的緣由。
InnoDB的行鎖模式及加鎖方法
InnoDB實現瞭如下兩種類型的行鎖。
- 共享鎖（s）：容許一個事務去讀一行，阻止其餘事務得到相同數據集的排他鎖。
- 排他鎖（Ｘ）：容許獲取排他鎖的事務更新數據，阻止其餘事務取得相同的數據集共享讀鎖和排他寫鎖。
另外，爲了容許行鎖和表鎖共存，實現多粒度鎖機制，InnoDB還有兩種內部使用的意向鎖（Intention Locks），這兩種意向鎖都是表鎖。
意向共享鎖（IS）：事務打算給數據行共享鎖，事務在給一個數據行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
意向排他鎖（IX）：事務打算給數據行加排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。
InnoDB行鎖模式兼容性列表
| 當前鎖模式/是否兼容/請求鎖模式 | X | IX | S | IS |
| X | 衝突 | 衝突 | 衝突 | 衝突 |
| IX | 衝突 | 兼容 | 衝突 | 兼容 |
| S | 衝突 | 衝突 | 兼容 | 兼容 |
| IS | 衝突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
若是一個事務請求的鎖模式與當前的鎖兼容，InnoDB就請求的鎖授予該事務；反之，若是二者二者不兼容，該事務就要等待鎖釋放。
意向鎖是InnoDB自動加的，不需用戶干預。對於UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給涉及及數據集加排他鎖（Ｘ）；對於普通SELECT語句，InnoDB不會加任何鎖；事務能夠經過如下語句顯示給記錄集加共享鎖或排鎖。
共享鎖（Ｓ）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE
排他鎖（X）：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE
用SELECT .. IN SHARE MODE得到共享鎖，主要用在須要數據依存關係時確認某行記錄是否存在，並確保沒有人對這個記錄進行UPDATE或者DELETE操做。可是若是當前事務也須要對該記錄進行更新操做，則頗有可能形成死鎖，對於鎖定行記錄後須要進行更新操做的應用，應該使用SELECT ... FOR UPDATE方式獲取排他鎖。
InnoDB行鎖實現方式
InnoDB行鎖是經過索引上的索引項來實現的，這一點ＭySQL與Oracle不一樣，後者是經過在數據中對相應數據行加鎖來實現的。InnoDB這種行鎖實現特色意味者：只有經過索引條件檢索數據，InnoDB纔會使用行級鎖，不然，InnoDB將使用表鎖！
在實際應用中，要特別注意InnoDB行鎖的這一特性，否則的話，可能致使大量的鎖衝突，從而影響併發性能。
間隙鎖（Next-Key鎖）
當咱們用範圍條件而不是相等條件檢索數據，並請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有數據的索引項加鎖；對於鍵值在條件範圍內但並不存在的記錄，叫作「間隙(GAP)」，InnoDB也會對這個「間隙」加鎖，這種鎖機制不是所謂的間隙鎖（Next-Key鎖）。
舉例來講，假如emp表中只有101條記錄，其empid的值分別是1,2,...,100,101，下面的SQL：
SELECT * FROM emp WHERE empid > 100 FOR UPDATE
是一個範圍條件的檢索，InnoDB不只會對符合條件的empid值爲101的記錄加鎖，也會對empid大於101（這些記錄並不存在）的「間隙」加鎖。
InnoDB使用間隙鎖的目的，一方面是爲了防止幻讀，以知足相關隔離級別的要求，對於上面的例子，要是不使用間隙鎖，若是其餘事務插入了empid大於100的任何記錄，那麼本事務若是再次執行上述語句，就會發生幻讀；另外一方面，是爲了知足其恢復和複製的須要。有關其恢復和複製對機制的影響，以及不一樣隔離級別下InnoDB使用間隙鎖的狀況。
很顯然，在使用範圍條件檢索並鎖定記錄時，InnoDB這種加鎖機制會阻塞符合條件範圍內鍵值的併發插入，這每每會形成嚴重的鎖等待。所以，在實際開發中，尤爲是併發插入比較多的應用，咱們要儘可能優化業務邏輯，儘可能使用相等條件來訪問更新數據，避免使用範圍條件。
何時使用表鎖
對於InnoDB表，在絕大部分狀況下都應該使用行級鎖，由於事務和行鎖每每是咱們之因此選擇InnoDB表的理由。但在個另特殊事務中，也能夠考慮使用表級鎖。
- 第一種狀況是：事務須要更新大部分或所有數據，表又比較大，若是使用默認的行鎖，不只這個事務執行效率低，並且可能形成其餘事務長時間鎖等待和鎖衝突，這種狀況下能夠考慮使用表鎖來提升該事務的執行速度。
- 第二種狀況是：事務涉及多個表，比較複雜，極可能引發死鎖，形成大量事務回滾。這種狀況也能夠考慮一次性鎖定事務涉及的表，從而避免死鎖、減小數據庫因事務回滾帶來的開銷。
固然，應用中這兩種事務不能太多，不然，就應該考慮使用ＭyISAＭ表。
在InnoDB下 ，使用表鎖要注意如下兩點。
（１）使用LOCK TALBES雖然能夠給InnoDB加表級鎖，但必須說明的是，表鎖不是由InnoDB存儲引擎層管理的，而是由其上一層ＭySQL Server負責的，僅當autocommit=0、innodb_table_lock=1（默認設置）時，InnoDB層才能知道MySQL加的表鎖，ＭySQL Server才能感知InnoDB加的行鎖，這種狀況下，InnoDB才能自動識別涉及表級鎖的死鎖；不然，InnoDB將沒法自動檢測並處理這種死鎖。
（２）在用LOCAK TABLES對InnoDB鎖時要注意，要將AUTOCOMMIT設爲0，不然ＭySQL不會給表加鎖；事務結束前，不要用UNLOCAK TABLES釋放表鎖，由於UNLOCK TABLES會隱含地提交事務；COMMIT或ROLLBACK產不能釋放用LOCAK TABLES加的表級鎖，必須用UNLOCK TABLES釋放表鎖，正確的方式見以下語句。
例如，若是須要寫表t1並從表t讀，能夠按以下作：
|
1
2
3
4
5
|
SET
AUTOCOMMIT=0;
LOCAK TABLES t1 WRITE, t2
READ
, ...;
[do something
with
tables t1
and
here];
COMMIT
;
UNLOCK TABLES;
|
關於死鎖
ＭyISAM表鎖是deadlock free的，這是由於ＭyISAM老是一次性得到所需的所有鎖，要麼所有知足，要麼等待，所以不會出現死鎖。可是在InnoDB中，除單個SQL組成的事務外，鎖是逐步得到的，這就決定了InnoDB發生死鎖是可能的。
發生死鎖後，InnoDB通常都能自動檢測到，並使一個事務釋放鎖並退回，另外一個事務得到鎖，繼續完成事務。但在涉及外部鎖，或涉及鎖的狀況下，InnoDB並不能徹底自動檢測到死鎖，這須要經過設置鎖等待超時參數innodb_lock_wait_timeout來解決。須要說明的是，這個參數並非只用來解決死鎖問題，在併發訪問比較高的狀況下，若是大量事務因沒法當即獲取所需的鎖而掛起，會佔用大量計算機資源，形成嚴重性能問題，甚至拖垮數據庫。咱們經過設置合適的鎖等待超時閾值，能夠避免這種狀況發生。
一般來講，死鎖都是應用設計的問題，經過調整業務流程、數據庫對象設計、事務大小、以及訪問數據庫的SQL語句，絕大部分均可以免。下面就經過實例來介紹幾種死鎖的經常使用方法。
（１）在應用中，若是不一樣的程序會併發存取多個表，應儘可能約定以相同的順序爲訪問表，這樣能夠大大下降產生死鎖的機會。若是兩個session訪問兩個表的順序不一樣，發生死鎖的機會就很是高！但若是以相同的順序來訪問，死鎖就可能避免。
（２）在程序以批量方式處理數據的時候，若是事先對數據排序，保證每一個線程按固定的順序來處理記錄，也能夠大大下降死鎖的可能。
（３）在事務中，若是要更新記錄，應該直接申請足夠級別的鎖，即排他鎖，而不該該先申請共享鎖，更新時再申請排他鎖，甚至死鎖。
（４）在REPEATEABLE-READ隔離級別下，若是兩個線程同時對相同條件記錄用SELECT...ROR UPDATE加排他鎖，在沒有符合該記錄狀況下，兩個線程都會加鎖成功。程序發現記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，若是兩個線程都這麼作，就會出現死鎖。這種狀況下，將隔離級別改爲READ COMMITTED，就能夠避免問題。
（５）當隔離級別爲READ COMMITED時，若是兩個線程都先執行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，若是沒有，就插入記錄。此時，只有一個線程能插入成功，另外一個線程會出現鎖等待，當第１個線程提交後，第２個線程會因主鍵重出錯，但雖然這個線程出錯了，卻會得到一個排他鎖！這時若是有第３個線程又來申請排他鎖，也會出現死鎖。對於這種狀況，能夠直接作插入操做，而後再捕獲主鍵重異常，或者在遇到主鍵重錯誤時，老是執行ROLLBACK釋放得到的排他鎖。
儘管經過上面的設計和優化等措施，能夠大減小死鎖，但死鎖很難徹底避免。所以，在程序設計中老是捕獲並處理死鎖異常是一個很好的編程習慣。
若是出現死鎖，能夠用SHOW INNODB STATUS命令來肯定最後一個死鎖產生的緣由和改進措施。
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總結
對於
ＭyISAM的表鎖，主要有如下幾點
（１）共享讀鎖（S）之間是兼容的，但共享讀鎖（S）和排他寫鎖（X）之間，以及排他寫鎖之間（X）是互斥的，也就是說讀和寫是串行的。
（２）在必定條件下，ＭyISAM容許查詢和插入併發執行，咱們能夠利用這一點來解決應用中對同一表和插入的鎖爭用問題。
（３）ＭyISAM默認的鎖調度機制是寫優先，這並不必定適合全部應用，用戶能夠經過設置LOW_PRIPORITY_UPDATES參數，或在INSERT、UPDATE、DELETE語句中指定LOW_PRIORITY選項來調節讀寫鎖的爭用。
（４）因爲表鎖的鎖定粒度大，讀寫之間又是串行的，所以，若是更新操做較多，ＭyISAM表可能會出現嚴重的鎖等待，能夠考慮採用InnoDB表來減小鎖衝突。
對於
InnoDB表，主要有如下幾點
（１）InnoDB的行銷是基於索引實現的，若是不經過索引訪問數據，InnoDB會使用表鎖。
（２）InnoDB間隙鎖機制，以及InnoDB使用間隙鎖的緣由。
（３）在不一樣的隔離級別下，InnoDB的鎖機制和一致性讀策略不一樣。
（４）ＭySQL的恢復和複製對InnoDB鎖機制和一致性讀策略也有較大影響。
（５）鎖衝突甚至死鎖很難徹底避免。
在瞭解InnoDB的鎖特性後，用戶能夠經過設計和SQL調整等措施減小鎖衝突和死鎖，包括：
- 儘可能使用較低的隔離級別
- 精心設計索引，並儘可能使用索引訪問數據，使加鎖更精確，從而減小鎖衝突的機會。
- 選擇合理的事務大小，小事務發生鎖衝突的概率也更小。
- 給記錄集顯示加鎖時，最好一次性請求足夠級別的鎖。好比要修改數據的話，最好直接申請排他鎖，而不是先申請共享鎖，修改時再請求排他鎖，這樣容易產生死鎖。
- 不一樣的程序訪問一組表時，應儘可能約定以相同的順序訪問各表，對一個表而言，儘量以固定的順序存取表中的行。這樣能夠大減小死鎖的機會。
- 儘可能用相等條件訪問數據，這樣能夠避免間隙鎖對併發插入的影響。
- 不要申請超過實際須要的鎖級別；除非必須，查詢時不要顯示加鎖。
- 對於一些特定的事務，可使用表鎖來提升處理速度或減小死鎖的可能。
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