MySQL資料庫是一個多用戶存取系統，那麼就要面臨當多個用戶同時讀取和更新資料時，資料不會被破壞，所以就誕生了鎖，鎖一種並發控制技術，當一個使用者嘗試修改資料庫中的記錄時，首先要取得鎖，那麼持有這個鎖的使用者還在修改時，其他使用者就不能對這些記錄進行修改了。 【相關推薦：mysql影片教學】
MyISAM
#MyISAM表鎖定
MySQL為表提供了兩種類型的鎖，它們是：
CREATE TABLE test_table (
Id INT NOT NULL AUTO_INCREMENT,
Name VARCHAR(50) NOT NULL,
Message VARCHAR(80) NOT NULL,
PRIMARY KEY (Id)
);mysql> lock table test_table write; Query OK, 0 rows affected (0.01 sec)
mysql> select * from test_table;
unlock table;
並發插入
在MyISAM裡讀寫操作是串列的，但可以根據concurrent_insert的設置，讓MyISAM支援並行查詢和插入。 concurrent_insert取值如下：InnoDB
InnoDB不同於MyISAM，他有兩個特點，一是支援事務，二是採用了行級鎖，行級鎖和表鎖有很多不同的地方。交易特性
並發事務處理帶來的問題
相對於串行處理來說，雖然提高了資源利用率，可以支援更多的用戶，但並發事務處理也會帶來些問題， 主要包括以下幾種情況。更新遺失#
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。
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。
| 隔离级别 | 脏读 | 不可重复性 | 幻读 |
|---|---|---|---|
| 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 | +-----------+---------+
| 时间 | 事务1 | 事务2 |
|---|---|---|
| T1 | begin; | begin; |
| T2 | select * 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100 | |
| T4 | update user set balance =80 where user_name ="张三"; | |
| T4 | select * from user where user_name="张三"; 此时张三余额80 | |
| T5 | commit | commit |
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;
| 时间 | 事务1 | 事务2 |
|---|---|---|
| T1 | begin; | begin; |
| T2 | select * 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100 | |
| T4 | update user set balance =80 where user_name ="张三"; | |
| T4 | select * from user where user_name="张三"; 此时张三余额100 | |
| T5 | commit | |
| 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;
| 时间 | 事务1 | 事务2 |
|---|---|---|
| T1 | begin; | begin; |
| T2 | update user set balance =80 where user_name ="张三"; | |
| T3 | commit; | |
| 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: 0 mysql> select * from user where user_name="张三"; +-----------+---------+ | user_name | balance | +-----------+---------+ | 张三 | 70 | +-----------+---------+ 1 row in set (0.00 sec)
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，
设置隔离级别为序列化 set session transaction isolation level serializable;
| 时间 | 事务1 | 事务2 |
|---|---|---|
| T1 | begin; | begin; |
| T2 | select * 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 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。
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：
SELECT FROM table_name WHERE … LOCK IN SHARE MODESELECT * FROM table_name WHERE … FOR UPDATE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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