资料来源：
一、文章结构和思路
1.整体文章结构
2、大概思路
- 介绍数据库的特性；
- 数据库标准所制定的隔离级别和解决对应的一致性问题；
- 数据库的锁：事务的实现依赖于数据库锁的；
- 在了解基本的锁结构之后，再了解他们之间的关系；
- 文章穿插了数据库的一些实际的的操作，便于理解；
3、从问题中出发
- 什么是脏读、不可重复读、幻读，不可重复读和幻读有什么区别？
- 是么数据库的事务，ACID在数据库层面都是怎么实现的？
- 哪些方式会导致死锁？
答案
- 不可重复读是修改或者删除，幻读是插入。（看到网上的描述，好多是错误的，这个是sql92标准里的说明）
- 看文章内容
- 不要在加上了读锁以后去写数据，不然的话可能会出现死锁的情况。
小知识点
在 InnoDB 中，MVCC 和锁是协同使用的，这两种方案并不是互斥的。
二、数据库事务
按照惯例，还是把相关概念解释一下
什么是事务？
维基百科：事务是数据库管理系统（DBMS）执行过程中的一个逻辑单位，由一个有限的数据库操作序列构成；
Ⅰ、事务四个特性(ACID)
-
原子性：对数据库的一系列的操作，要么都是成功，要么都是失败，不可能出现部分成功或者部分失败的情况；
原子性，在 InnoDB 里面是通过 undo log 来实现的，它记录了数据修改之前的值（逻辑日志），一旦发生异常，就可以用 undo log 来实现回滚操作。
-
一致性：是数据库的完整性约束没有被破坏，事务执行的前后都是合法的数据状态。
-
隔离性：在数据库里面会有很多的 事务同时去操作我们的同一张表或者同一行数据，必然会产生一些并发或者干扰的操作， 那么我们对隔离性的定义，就是这些很多个的事务，对表或者行的并发操作，应该是透明的，互相不干扰的。通过这种方式，我们最终也是保证业务数据的一致性。
-
持久性：我们对数据库的任意的操作，增删改，只要事务提交成功，那么结果就是永久性的，不可能因为我们系统宕机或者重启了数据库的服务器，它又恢复到原来的状态了；
持久性是通过 redo log 和 double write 双写缓冲来实现的。
MySQL中，InnoDB和NDB支持事务
spring的事务依赖于数据库实现，通过切面或注解实现不同的事务：
<tx:advice id="txAdvice" transaction-manager="transactionManager"> <tx:attributes>
<tx:method name="save*" rollback-for="Throwable" />
<tx:method name="add*" rollback-for="Throwable" />
<tx:method name="send*" rollback-for="Throwable" />
<tx:method name="insert*" rollback-for="Throwable" />
</tx:attributes> </tx:advice>
Ⅱ、数据事务的参数配置
开启一个事务
MySQL 的事务启动方式有以下几种：
1、显式启动事务语句， begin 或 start transaction。配套的提交语句是 commit，回滚语句是 rollback。
2、set autocommit=0，这个命令会将这个线程的自动提交关掉。意味着如果你只执行一个 select 语句，这个事务就启动了，而且并不会自动提交。这个事务持续存在直到你主动执行 commit 或 rollback 语句，或者断开连接。
-- 查看数据库版本
select version();
-- 查看数据库引擎
show variables like '%engine%';
-- 查看事务的隔离级别
show global variables like "tx_isolation";
-- 查看数据的事务提交方式
show variables like 'autocommit';
设置数据库事务的提交方式
-- 设置自动提交->回话级别
set global autocommit=0;
-- 修改配置文件
init_connect='SET autocommit=off';
Ⅲ、事务的隔离级别问题
1、事务的隔离级别
读未提交：一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。
读提交：一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。
可重复读:一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。
串行化:顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。
2、事务的读一直性问题
脏读：A事务读取B事务尚未提交的数据并在此基础上操作，而B事务执行回滚，那么A读取到的数据就是脏数据
不可重复读：事务A重新读取前面读取过的数据，发现该数据已经被另一个已提交的事务B修改过了。
幻读：事务A重新执行一个查询，返回一系列符合查询条件的行，发现其中插入了被事务B提交的行。
3、SQL92 标准
SQL92标准描述了隔离级别与数据读一致性问题
P1 P2 P3 就是 代表事务并发的 3 个问题;
4、MySQL的隔离级别
图片中的蓝色文字，在了解了InnoDB的锁之后，就会明白
5、数据读一致性方案
1、LBCC
我既然要保证前后两次读取数据一致，那么我读取数据的时候，锁定我要 操作的数据，不允许其他的事务修改就行了。这种方案我们叫做基于锁的并发控制 Lock Based Concurrency Control（LBCC）。 如果仅仅是基于锁来实现事务隔离，一个事务读取的时候不允许其他时候修改，那 就意味着不支持并发的读写操作，而我们的大多数应用都是读多写少的，这样会极大地 影响操作数据的效率。
2、MVCC
如果要让一个事务前后两次读取的数据保持一致， 那么我们可以在修改数据的时候给它建立一个备份或者叫快照，后面再来读取这个快照 就行了。这种方案我们叫做多版本的并发控制 Multi Version Concurrency Control （MVCC）。
MVCC 的核心思想是： 我可以查到在我这个事务开始之前已经存在的数据，即使它
在后面被修改或者删除了。在我这个事务之后新增的数据，我是查不到的。
三、MySQL的InnoDB的锁类型
1、锁的分类
分别对应的是：
- 共享锁和独占锁
- 意向锁
- 记录锁
- 间隙锁
- 临键锁
- 插入意向锁
- AUTO_INCREMENT列的表中插入数据时需要获取的一种特殊的表级锁
- 谓词锁
2、锁的粒度
行锁、表锁：表锁，顾名思义，是锁住一张表；行锁就是锁住表里面的一行数据。
| 锁分类 | 行锁 | 表锁 |
|---|---|---|
| 锁定粒度 | 小于表锁 | |
| 冲突概率 | 表锁的冲突概率更大，所以并发性能更低 |
3、共享锁（读锁）
共享锁：也叫读锁，一个事务获取了一行数据的读锁之后，其他的事务可以再次获取查询数据，需要注意的是：不要在加上了读锁以后去写数据，不然的话可能会出现死锁的情况。
可以用 select …… lock in share mode;的方式手工加上一把读锁。
释放锁有两种方式，只要事务结束，锁就会自动释放事务，包括提交事务和结束事务。
4、排它锁（写锁）
第二个行级别的锁叫做 Exclusive Locks（排它锁），它是用来操作数据的，所以又叫做写锁。只要一个事务获取了一行数据的排它锁，其他的事务就不能再获取这一行数据的共享锁和排它锁。
1、排它锁的加锁方式有两种，第一种是自动加排他锁。我们在操作数据的时候，包括增删改，都会默认加上一个排它锁。
2、还有一种是手工加锁，我们用一个 FOR UPDATE 给一行数据加上一个排它锁，这个无论是在我们的代码里面还是操作数据的工具里面，都比较常用。
5、意向锁
当我们给一行数据加上共享锁之前，数据库会自动在这张表上面加一个意向共享锁。
当我们给一行数据加上排他锁之前，数据库会自动在这张表上面加一个意向排他锁。
1、如果一张表上面至少有一个意向共享锁，说明有其他的事务给其中的某些数据行加上了共享锁。
2、如果一张表上面至少有一个意向排他锁，说明有其他的事务给其中的某些数据行加上了排他锁。
当我们需要使用表锁的时候（改变表结构），需要去判断是否数据加了行锁，如果是最后一行，数据量大的情况下，效率就特别低，而意向锁解决了这个问题；
到这里我们要思考两个问题:
1.锁的作用是什么？
它跟 Java 里面的锁是一样的， 是为了解决资源竞争的问题，Java 里面的资源是对象，数据库的资源就是数据表或者数 据行。所以锁是用来解决事务对数据的并发访问的问题的。
2.那么，锁到底锁住了什么呢？
当一个事务锁住了一行数据的时候，其他的事务不能操作这一行数据，那它到底是锁住了这一行数据，还是锁住了这一个字段，还是锁住了别的什么东西呢？
6、锁锁住的是什么？
锁锁住的是主键索引：是不是有很多问题？
1、为什么表里面没有索引的时候，锁住一行数据会导致锁表？ 或者说，如果锁住的是索引，一张表没有索引怎么办？ 所以，一张表有没有可能没有索引？
1）如果我们定义了主键(PRIMARY KEY)，那么 InnoDB 会选择主键作为聚集索引。
2）如果没有显式定义主键，则 InnoDB 会选择第一个不包含有 NULL 值的唯一索引作为主键索引。
3）如果也没有这样的唯一索引，则 InnoDB 会选择内置 6 字节长的 ROWID 作为隐藏的聚集索引，它会随着行记录的写入而主键递增。
所以，为什么锁表，是因为查询没有使用索引，会进行全表扫描，然后把每一个隐藏的聚集索引都锁住了。
2、为什么通过唯一索引给数据行加锁，主键索引也会被锁住？
我们通过辅助索引锁定一行数据的时候，它跟我们检索数据的步骤是一样的，会通过主键值找到主键索引，然锁住主键索引
四、锁算法
- 假设表里有1、4、7、9为主键的四条数据，三中锁的结构如下
-
数据库里面存在的主键值，我们把它叫做 Record，记录，那么这里我们就有 4个 Record。
-
根据主键，这些存在的 Record 隔开的数据不存在的区间，我们把它叫做 Gap，间隙，它是一个左开右开的区间。
-
间隙（Gap）连同它左边的记录（Record），我们把它叫做临键的区间，它是一个左开右闭的区间。
-
若果主键为非整数类型，通过用ASCII码来排序。
Ⅰ、记录锁
第一种情况，当我们对于唯一性的索引（包括唯一索引和主键索引）使用等值查询，精准匹配到一条记录的时候，这个时候使用的就是记录锁。
where id = 1 4 7 10
Ⅱ、间隙锁
第二种情况，当我们查询的记录不存在，没有命中任何一个 record，无论是用等值
查询还是范围查询的时候，它使用的都是间隙锁。where id >4 and id <7，where id = 6。
Gap Lock 只在 RR 中存在。如果要关闭间隙锁，就是把事务隔离级别设置成 RC，并且把 innodb_locks_unsafe_for_binlog 设置为 ON。这种情况下除了外键约束和唯一性检查会加间隙锁，其他情况都不会用间隙锁。
Ⅲ 、临键锁
第三种情况，当我们使用了范围查询，不仅仅命中了 Record 记录，还包含了 Gap间隙，在这种情况下我们使用的就是临键锁，它是 MySQL 里面默认的行锁算法，相当于
记录锁加上间隙锁。
唯一性索引，等值查询匹配到一条记录的时候，退化成记录锁。
没有匹配到任何记录的时候，退化成间隙锁。
比如我们使用>5 <9， 它包含了记录不存在的区间，也包含了一个 Record 7。
为什么要锁住下一个左开右闭的区间？——就是为了解决幻读的问题
Ⅳ 、小结
再次回顾一下这张表
-
Read Uncommited：RU 隔离级别：不加锁
-
Serializable：Serializable 所有的 select 语句都会被隐式的转化为 select ... in share mode，会和update、delete 互斥。
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Repeatable Read：
- RR 隔离级别下，普通的 select 使用快照读(snapshot read)，底层使用 MVCC 来实现
- 加锁的 select(select ... in share mode / select ... for update)以及更新操作update, delete 等语句使用当前读（current read），底层使用记录锁、或者间隙锁、临键锁。
-
Read Commited：
-
RC 隔离级别下，普通的 select 都是快照读，使用 MVCC 实现。
-
加锁的 select 都使用记录锁，因为没有 Gap Lock
-
除了两种特殊情况——外键约束检查(foreign-key constraint checking)以及重复键检查(duplicate-key checking)时会使用间隙锁封锁区间；所以 RC 会出现幻读的问题。
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Ⅴ 、事务隔离级别怎么选？
RU 和 Serializable 肯定不能用。为什么有些公司要用 RC，或者说网上有些文章推荐有 RC？
RC 和 RR 主要有几个区别：
1、 RR 的间隙锁会导致锁定范围的扩大。
2、 条件列未使用到索引，RR 锁表，RC 锁行。
3、 RC 的“半一致性”（semi-consistent）读可以增加 update 操作的并发性。
在 RC 中，一个 update 语句，如果读到一行已经加锁的记录，此时 InnoDB 返回记录最近提交的版本，由 MySQL 上层判断此版本是否满足 update 的 where 条件。若满足(需要更新)，则 MySQL 会重新发起一次读操作，此时会读取行的最新版本(并加锁)。
实际上，如果能够正确地使用锁（避免不使用索引去枷锁），只锁定需要的数据，用默认的 RR 级别就可以了。
在我们使用锁的时候，有一个问题是需要注意和避免的，我们知道，排它锁有互斥的特性。一个事务或者说一个线程持有锁的时候，会阻止其他的线程获取锁，这个时候会造成阻塞等待，如果循环等待，会有可能造成死锁。
Ⅵ 、死锁
-
锁什么时候释放：事务结束（commit，rollback）；客户端连接断开。
-
如果一个事务一直未释放锁，其他事务会被阻塞多久？会不会永远等待下去？如果
是，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获得所需的锁而挂起，会占
用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖跨数据库。
[Err] 1205 - Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction
-- 查看系统锁释放的时间
show VARIABLES like 'innodb_lock_wait_timeout';
死锁的发生和检测
为什么可以直接检测到呢？
是因为死锁的发生需要满足一定的条件，所以在发生死 锁时，InnoDB 一般都能通过算法（wait-for graph）自动检测到。
那么死锁需要满足什么条件？
（1）因为锁本身是互斥的:同一时刻只能有一个事务持有这把锁，
（2）其他的事务需要在这个事务释放锁之后才能获取锁，而不可以强行剥夺，
（3）当多个事务形成等 待环路的时候，即发生死锁
查看锁信息（日志）
show status like 'innodb_row_lock_%';
Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁定的数量；
Innodb_row_lock_time ：从系统启动到现在锁定的总时间长度，单位 ms；
Innodb_row_lock_time_avg ：每次等待所花平均时间；
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最长的一次所花的时间；
Innodb_row_lock_waits ：从系统启动到现在总共等待的次数。
-- 当前运行的所有事务 ，还有具体的语句
select * from information_schema.INNODB_TRX;
-- 当前出现的锁
select * from information_schema.INNODB_LOCKS;
-- 锁等待的对应关系
select * from information_schema.INNODB_LOCK_WAITS;
如果一个事务长时间持有锁不释放，可以 kill 事务对应的线程 ID，也就是 INNODB_TRX 表中的 trx_mysql_thread_id，例如执行 kill 4，kill 7，kill 8。 当然，死锁的问题不能每次都靠 kill 线程来解决，这是治标不治本的行为。我们应该尽量在应用端，也就是在编码的过程中避免。
如何避免死锁
1、 在程序中，操作多张表时，尽量以相同的顺序来访问（避免形成等待环路）；
2、 批量操作单张表数据的时候，先对数据进行排序（避免形成等待环路）；
3、 申请足够级别的锁，如果要操作数据，就申请排它锁；
4、 尽量使用索引访问数据，避免没有 where 条件的操作，避免锁表；
5、 如果可以，大事务化成小事务；
6、 使用等值查询而不是范围查询查询数据，命中记录，避免间隙锁对并发的影响。
原文 https://www.cnblogs.com/liweiweicode/p/12674306.html