摘要：行級鎖，頁級鎖，表級鎖。聞其名知其意，比較少見的是頁級鎖，它鎖定的是一組相鄰數據。排他鎖允許獲得排他鎖的事務更新數據，阻止其他事務取得相同數據集的讀寫。意向排他鎖事務打算給數據行加行排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的鎖。

本篇的名字簡直可以起成《事務操作：從入門到放棄》。

力圖解決：在MySQL 5.5 版本及更高版本時，使用事務的完整流程和細節記錄，而無需面對互聯網上紛繁零散的事務筆記。

首先，在你的空數據庫上（譬如Test預留數據庫），創建一個test表，有id和text(varchar 50)兩個字段。

請開啟兩個MySQL操作端，分別依次鍵入：

注意你的查詢提示欄，你能發現：在A端未提交之前，默認狀態下，B端的UPDATE是沒有反饋的——被掛起。等待一段時間后，你能收到關于Transaction失敗的消息。

這種錯誤狀態被稱為死鎖，你可以通過解鎖相關的內容，來Kill it。

上述是很極端的情況，正常來說，事務是通過自動插入來完成，基本上可以避免死鎖情況。

這就是事務的基礎演示，最后，通過ROLLBACK或COMMIT，你可以完成事務的結束。

在上一部分，你完成了一個事務的基礎流程，啟動、進行、并最終得到結果（或許是意外結果）。
至少我在上一部分結尾處，腦海中有兩個問題：

我聽過事務的鎖，它通過鎖完成獨享目標，并在完成修改后釋放它的獨享權，但我該如何設置它的級別？

鎖的阻塞時間為多久？我如何檢測它？

當然，為了另一種思路的編程玩家，我也將在本節末尾放上當前支持鎖的優缺比較。

行級鎖，頁級鎖，表級鎖。聞其名知其意，比較少見的是：頁級鎖，它鎖定的是一組相鄰數據。

而MySQL的不同引擎，對鎖級別支持是不一樣的，以最常用的InnoDB為代表，默認采用行級鎖，也支持表級鎖，但這是有條件的，只有在針對索引SQL操作時，才會使用行級鎖，否則這個操作將采取表級鎖。

表級鎖鎖定的數量最多，占據內存最多，但有在做內部處理時中，它的操作速度是相當快的，而且幾乎不存在死鎖問題，所以在中大型內部處理機制中，表級鎖的應用場景大于行級鎖。

行級鎖又分為共享鎖和獨占鎖（排它鎖，翻譯差異），允許讀取的共享鎖是默認鎖，而獨占鎖是不允許讀寫的完全占有——廢話。

共享鎖（S）：允許一個事務去讀一行，阻止其他事務獲得相同數據集的排他鎖。
排他鎖（X)：允許獲得排他鎖的事務更新數據，阻止其他事務取得相同數據集的讀寫。
另外，為了允許行鎖和表鎖共存，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）：事務打算給數據行加行共享鎖，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行排他鎖，事務在給一個數據行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。

@gaoyulong 表示：間隙鎖被吃啦？

對此我表示抱歉，之前一直了解的都是頁級鎖（也就是間隙鎖），偏偏頁級鎖在互聯網上的信息又不夠豐富，所以就沒考慮到。

頁級鎖是個很重要的鎖，它會鎖定一組數據，但這個鎖并不是那么好用（更多的考慮是安全性）。

對于鍵值在條件范圍內但并不存在的記錄，叫做“間隙（GAP)”，InnoDB也會對這個“間隙”加鎖，這種鎖機制就是所謂的間隙鎖（Next-Key鎖）。
InnoDB使用間隙鎖的目的，一方面是為了防止幻讀，以滿足相關隔離級別的要求，對一個AutoID 100條數據的表做ID為102的查詢，要是不使用間隙鎖，如果其他事務插入了ID大于100的任何記錄，那么本事務如果再次執行上述語句，就會發生幻讀；另外一方面，是為了滿足其恢復和復制的需要。
本段內容源于：間隙鎖（Next-Key鎖） - xiaobluesky

在此基礎上，如果在查詢鎖表時，對不存在ID進行Insert操作，將導致等待阻塞。

除了DB本身分類外，在框架層面，還有樂觀鎖與悲觀鎖之分。注意層面，這種鎖屬于應用程序設計的鎖，而非數據庫設計的鎖。

以我最熟悉的Yii 2框架為例。簡述：

樂觀鎖就是一個可對比序列號，但存在高頻并發時的對比錯位 BUG；

悲觀鎖就是一個嚴謹可對比序列號，并提供解鎖功能。事實上，由于悲觀鎖的使用復雜度（我沒看出來），Yii 2并沒有提供悲觀鎖功能。

說完鎖，我們肯定需要一個解鎖機制，腦海里忽然蹦出冷段子：一人去買門鎖，安好了才發現，這門只能從外面開，進去鎖門就出不來了。

很冷吧。沒有解鎖機制的事務處理系統，是一個只能進，不能出的事務處理系統——死鎖盡管會自動解鎖，但反饋時間是一個很剛性的設置。

先說這個很剛的設置，如果你想修改它，可以去 my.ini 文件的innodb_lock_wait_timeout這一行，默認為50
s的等待時間。

應用層面的鎖可以通過校對序列號來自行解鎖，而MySQL層面的鎖，可以通過information_scheme的PROCESSLIST表，來完成解鎖——確認無法完成事務。

這里說一下PROCESSLIST表，當一個關閉自動提交的事務已經啟動，另一個同類事務也啟動，雙方沖突后，在這個表內是存在沖突SQL Status，你可以自己去觀察。

最后：無論解鎖機制多么健全，死鎖本身是代碼邏輯引起的，不修正/優化代碼邏輯，單純的解鎖機制不過是對系統的額外負擔。

解決方案很簡單：自己寫一個簡單的Log功能，將所有觸發解鎖機制的情況，記錄在Log里，自行優化。

配合鎖機制的就是隔離機制，它可以盡可能有效的設置：事務間的可見度。

讀取未提交（RU，Read Uncommitted）：最低隔離，問題是臟讀（未被提交的UPDATE，仍然可被讀取）。

讀取提交（RC，Read Committed）：語句提交以后即執行了COMMIT以后別的事務就能讀到這個改變. 問題：不可重復讀（同事務時，前后讀取到不一致數據）。

可重復讀（RR，Repeatable Read）：在同一個事務里面先后執行同一個查詢語句的時候,得到的結果是一樣的，問題：幻讀（并發事務同時處理同內容，并導致一方內容覆蓋了另一方，令對方感覺出現了幻覺）。

序列化（S，Serializable）：在這個級別下，所有的事務的完整性都被保留，意味著所有的事務都可以被序列化的執行，只有當兩個事務之間沒有任務沖突時，才能并發的執行。

四個級別中，高級隔離不會遇到比自己低級隔離的問題，但隔離級別越高，對并發的損失性越高。

MySQL默認采用RR級別。

提到鎖，就想到以前做過的秒殺后端，當時的處理機制很簡單，時間戳 + 事務。

時光荏苒，現在回頭看，忽然發現有一些改進的地方，一筆帶過：秒殺最大數量 緩存對比 → 服務器端 微秒級時間戳 + 事務/悲觀鎖 插入 + 插入失敗 緩存隊列及二次插入嘗試，這樣已經能夠解決極大程度的并發問題了。

如果這樣都會出現重復插入問題，那按我目前的水準，在應用層面是解決不了了。