在InnoDB加锁前，为何要先start transaction
innodb下锁的开释在事件提交/回滚以后，事件一旦提交/回滚以后，就会自动开释事件中的锁，innodb默许状况下autocommit=1即开启自动提交
检索前提运用索引和不运用索引的锁区分：
检索前提有索引的状况下会锁定特定的一些行。
检索前提没有运用运用的状况下会举行全表扫描，从而锁定悉数的行（包括不存在的纪录）
读锁:
读锁是同享的，或许说是相互不壅塞的。多个用户在统一时刻可以同时读取统一个资本，而互不滋扰。
写锁：
写锁是排他的，也就是说一个写锁会壅塞其他的写锁和读锁。别的写锁比读锁有更高的优先级，因而一个写锁要求可以会被插进去到读锁 行列的前面，然则读锁则不愿能插进去到写锁的前面
表锁：
InnoDB另有两个表锁：意向同享锁（IS），意向排它锁（IX）
行锁：
InnoDB完成了两种范例额行级锁，同享锁和排它锁
乐观锁：
乐观锁，也叫乐观并发掌握，它假定多用户并发的事件在处置惩罚时不会相互相互影响，各事件可以在不发作锁的状况下处置惩罚各自影响的那部份数据。在提交数据更新之前，每一个事件会先检查在该事件读取数据后，有无其他事件又修正了该数据。假如其他事件有更新的话，那末当前正在提交的事件会举行回滚。
消极锁:
消极锁，也叫消极并发掌握，当事件A对某行数据应用了锁，而且当这个事件把锁开释后，其他事件才可以实行与该锁争执的操纵，这里事件A所施加的锁就叫消极锁。享锁和排他锁（行锁，间隙锁，next-key lock）都属于消极锁
消极锁与乐观锁的完成体式格局：
消极锁的完成依托的是数据库供应的锁机制来完成，比方select * from news where id=12 for update,而乐观锁依托的是纪录数据版原本完成，即经由历程在表中增加版本号字段来作为是不是可以胜利提交的关键因素。
同享锁（S）：
同享锁也叫读锁，一个事件猎取了一个数据行的同享锁，其他事件能取得该行对应的同享锁，但不能取得排他锁，即一个事件在读取一个数据行的时刻，其他事件也可以读，但不能对该数据行举行增编削
设置同享锁： SELECT .... LOCK IN SHARE MODE;
排它锁（X）：
排它锁也叫写锁，一个事件猎取了一个数据行的排他锁，其他事件就不能再猎取该行的其他锁（排他锁或许同享锁），即一个事件在读取一个数据行的时刻，其他事件不能对该数据行举行增编削查
设置排它锁：SELECT .... FOR UPDATE
注重点：
关于select 语句，innodb不会加任何锁，也就是可以多个并发去举行select的操纵，不会有任何的锁争执，由于基础没有锁。
关于insert，update，delete操纵，innodb会自动给触及到的数据加排他锁，只要查询select须要我们手动设置排他锁。
意向同享锁（IS）：
关照数据库接下来须要施加什么锁并对表加锁。假如须要对纪录A加同享锁，那末此时innodb会先找到这张表，对该表加意向同享锁以后，再对纪录A增加同享锁。也就是说一个数据行加同享锁前必需先取得该表的IS锁
意向排它锁（IX）：
关照数据库接下来须要施加什么锁并对表加锁。假如须要对纪录A加排他锁，那末此时innodb会先找到这张表，对该表加意向排他锁以后，再对纪录A增加同享锁。也就是说一个数据行加排它锁前必需先取得该表的IX锁
同享锁和意向同享锁，排他锁与意向排他锁的区分：
同享锁和排他锁，体系在特定的前提下会自动增加同享锁或许排他锁，也可以手动增加同享锁或许排他锁。
意向同享锁和意向排他锁都是体系自动增加和自动开释的，全部历程无需人工干预。
同享锁和排他锁都是锁的行纪录，意向同享锁和意向排他锁锁定的是表。
锁的完成体式格局：
在MySQL中，行级锁并非直接锁纪录，而是锁索引。索引分为主键索引和非主键索引两种，假如一条sql语句操纵了主键索引，MySQL就会锁定这条主键索引;假如一条语句操纵了非主键索引，MySQL会先锁定该非主键索引，再锁定相干的主键索引。
InnoDB行锁是经由历程给索引项加锁完成的，假如没有索引，InnoDB会经由历程隐蔽的聚簇索引来对纪录加锁。也就是说：假如不经由历程索引前提检索数据，那末InnoDB将对表中一切数据加锁，实际效果跟表锁一样
行锁分为三种状况：
Record Lock:对索引项加锁，即锁定一条纪录。
Gap Lock:对索引项之间的 ‘间隙’ 、对第一条纪录前的间隙或末了一条纪录后的间隙加锁，即锁定一个局限的纪录，不包括纪录自身
Next-key Lock:锁定一个局限的纪录并包括纪录自身(上面二者的连系)
注重：InnoDB默许级别是repeatable-read（重复读）级别。ANSI/IOS SQL规范定义了4种事件断绝级别：未提交读(read uncommitted)，提交读(read committed)，重复读(repeatable read)，串行读(serializable)
Gap Lock和Next-key Lock的区分：
Next-Key Lock是行锁与间隙锁的组合，如许，当InnoDB扫描索引纪录的时刻，会起首对选中的索引纪录加上行锁（Record Lock），再对索引纪录双方的间隙加上间隙锁（Gap Lock）。假如一个间隙被事件T1加了锁，别的事件是不能在这个间隙插进去纪录的。
行锁防备别的事件修正或删除，Gap锁防备别的事件新增，行锁和GAP锁连系构成的Next-Key锁配合处理了RR界别在写数据时的幻读题目。
什么时候在InnoDB中运用表锁：
InnoDB在绝大部份状况会运用行级锁，由于事件和行锁往往是我们挑选InnoDB的缘由，然则有些状况下我们也斟酌运用表级锁
当事件须要更新大部份数据时，表又比较大，假如运用默许的行锁，不仅效力低，而且还轻易形成其他事件长时间守候和锁争执。
事件比较复杂，极可以引发死锁致使回滚。
在InnoDB下 ，运用表锁要注重以下两点。
（１）运用LOCK TALBES虽然可以给InnoDB加表级锁，但必需申明的是，表锁不是由InnoDB存储引擎层治理的，而是由其上一层ＭySQL Server担任的，仅当autocommit=0、innodb_table_lock=1（默许设置）时，InnoDB层才晓得MySQL加的表锁，ＭySQL Server才感知InnoDB加的行锁，这类状况下，InnoDB才自动识别触及表级锁的死锁；不然，InnoDB将没法自动检测并处置惩罚这类死锁。
（２）在用LOCAK TABLES对InnoDB锁时要注重，要将AUTOCOMMIT设为0，不然ＭySQL不会给表加锁；事件完毕前，不要用UNLOCAK TABLES开释表锁，由于UNLOCK TABLES会隐含地提交事件；COMMIT或ROLLBACK不能开释用LOCAK TABLES加的表级锁，必需用UNLOCK TABLES开释表锁，准确的体式格局见以下：
比方：假如须要写表t1并从表t读
SET AUTOCOMMIT=0; LOCAK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ...;[do something with tables t1 and here];COMMIT; UNLOCK TABLES;
死锁：
我们说过MyISAM中是不会发作死锁的，由于MyISAM老是一次性取得所需的悉数锁，要么悉数满足，要么悉数守候。而在InnoDB中，锁是逐渐取得的，就形成了死锁的可以。
发作死锁后，InnoDB平常都可以检测到，并使一个事件开释锁回退，另一个猎取锁完成事件。但在触及外部锁，或触及锁的状况下，InnoDB并不能完整自动检测到死锁，这须要经由历程设置锁守候超时参数innodb_lock_wait_timeout来处理。须要申明的是，这个参数并非只用来处理死锁题目，在并发接见比较高的状况下，假如大批事件因没法马上猎取所需的锁而挂起，会占用大批计算机资本，形成严峻机能题目，以至拖垮数据库。我们经由历程设置适宜的锁守候超时阈值，可以防止这类状况发作。
有多种要领可以防止死锁，这里引见罕见的三种：
假如差别递次会并发存取多个表，只管商定以雷同的递次接见表，可以大大下降死锁时机。假如两个session接见两个表的递次差别，发作死锁的时机就非常高！但假如以雷同的递次来接见，死锁就可以防止。
在统一个事件中，只管做到一次锁定所须要的一切资本，削减死锁发作概率。
关于非常轻易发作死锁的营业部份，可以尝试运用升级锁定颗粒度，经由历程表级锁定来削减死锁发作的概。
在递次以批量体式格局处置惩罚数据的时刻，假如事前对数据排序，保证每一个线程按牢固的递次来处置惩罚纪录，也可以大大下降死锁的可以。
在REPEATEABLE-READ断绝级别下，假如两个线程同时对雷同前提纪任命SELECT...ROR UPDATE加排他锁，在没有相符该纪录状况下，两个线程都邑加锁胜利。递次发明纪录尚不存在，就试图插进去一条新纪录，假如两个线程都这么做，就会涌现死锁。这类状况下，将断绝级别改成READ COMMITTED，就可以防止题目。
当断绝级别为READ COMMITED时，假如两个线程都先实行SELECT...FOR UPDATE，推断是不是存在相符前提的纪录，假如没有，就插进去纪录。此时，只要一个线程能插进去胜利，另一个线程会涌现锁守候，当第１个线程提交后，第２个线程会因主键重失足，但虽然这个线程失足了，却会取得一个排他锁！这时候假如有第３个线程又来请求排他锁，也会涌现死锁。关于这类状况，可以直接做插进去操纵，然后再捕捉主键重非常，或许在碰到主键重错误时，老是实行ROLLBACK开释取得的排他锁
ps:假如涌现死锁，可以用SHOW INNODB STATUS敕令来肯定末了一个死锁发作的缘由和革新步伐。
总结：
关于InnoDB表，主要有以下几点
（１）InnoDB的行销是基于索引完成的，假如不经由历程索引接见数据，InnoDB会运用表锁。
（２）InnoDB间隙锁机制，以及InnoDB运用间隙锁的缘由。
（３）在差别的断绝级别下，InnoDB的锁机制和一致性读战略差别。
（４）ＭySQL的恢复和复制对InnoDB锁机制和一致性读战略也有较大影响。
（５）锁争执以至死锁很难完整防止。
在相识InnoDB的锁特征后，用户可以经由历程设想和SQL调解等步伐削减锁争执和死锁，包括：
只管运用较低的断绝级别
精心设想索引，并只管运用索引接见数据，使加锁更准确，从而削减锁争执的时机。
挑选合理的事件大小，小事件发作锁争执的概率也更小。
给纪录集显现加锁时，最好一次性要求充足级别的锁。比如要修正数据的话，最好直接请求排他锁，而不是先请求同享锁，修正时再要求排他锁，如许轻易发作死锁。
差别的递次接见一组表时，应只管商定以雷同的递次接见各表，对一个表而言，只管以牢固的递次存取表中的行。如许可以大削减死锁的时机。
只管用相称前提接见数据，如许可以防止间隙锁对并发插进去的影响。
不要请求凌驾实际须要的锁级别；除非必需，查询时不要显现加锁。
关于一些特定的事件，可以运用表锁来进步处置惩罚速率或削减死锁的可以。
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