Mysql锁机制及原理简析

Mysql锁机制及原理简析

一.前言

1.什么是锁？

锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。

• 锁保证数据并发访问的一致性、有效性；
• 锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。
• 锁是Mysql在服务器层和存储引擎层的的并发控制

2.为什么要加锁？

数据库是一个多用户使用的共享资源。当多个用户并发地存取数据时，在数据库中就会产生多个事务同时存取同一数据的情况。若对并发操作不加控制就可能会读取和存储不正确的数据，破坏数据库的一致性。

锁是用于管理对公共资源的并发控制。也就是说在并发的情况下，会出现资源竞争，所以需要加锁。

加锁解决了 多用户环境下保证数据库完整性和一致性。

Lock的对象是事务，用来锁定的是数据库中的对象，如表、页、行。并且一般lock的对象仅在事务commit或rollback后进行释放（不同事务隔离级别释放的时间可能不同）。

二.锁的分类

总共可以按照四个方向对锁进行分类

1.按照加锁的机制进行分类

1).悲观锁

• 假定会发生并发冲突，屏蔽一切可能违反数据完整性的操作。悲观锁是数据库层面加锁，都会阻塞去等待锁。

2).乐观锁

• 假设不会发生并发冲突，只在提交操作时检查是否违反数据完整性。
• 乐观锁是一种思想，具体实现是，表中有一个版本字段，第一次读的时候，获取到这个字段。处理完业务逻辑开始更新的时候，需要再次查看该字段的值是否和第一次的一样。如果一样更新，反之拒绝。之所以叫乐观，因为这个模式没有从数据库加锁，等到更新的时候再判断是否可以更新。
• 缺点：并发很高的时候，多了很多无用的重试。乐观锁，不能解决脏读的问题。

2.按照锁的兼容性或锁的可重入性进行分类

1).共享锁/读锁/S 锁(share lock)

• 其他事务可以读，但不能写。允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。

2).排他锁/写锁/X 锁(exclusive）

• 其他事务不能读取，也不能写。允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其他事务取得相同数据集的共享读锁和排他写锁。

3.按照锁的粒度进行分类

1).行锁(row-level locking)

• 即只允许事务读一行数据。行锁的粒度实在每一条行数据，当然也带来了最大开销，但是行锁可以最大限度的支持并发处理。
• 开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度也最高。
• 最大程度的支持并发，同时也带来了最大的锁开销。
• 行级锁更适合于有大量按索引条件并发更新少量不同数据，同时又有并发查询的应用，如一些在线事务处理（OLTP）系统
• 在 InnoDB 中，除单个 SQL 组成的事务外，锁是逐步获得的，这就决定了在 InnoDB 中发生死锁是可能的。
• 行级锁只在存储引擎层实现，而Mysql服务器层没有实现。

2).表锁

• 允许事务在行级上的锁和表级上的锁同时存在。锁定整个表，开销最小，但是也阻塞了整个表。
• 开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。这些存储引擎通过总是一次性同时获取所有需要的锁以及总是按相同的顺序获取表锁来避免死锁。
• 表级锁更适合于以查询为主，并发用户少，只有少量按索引条件更新数据的应用，如Web 应用。
  • 若一个用户正在执行写操作，会获取排他的“写锁”，这可能会锁定整个表，阻塞其他用户的读、写操作；
  • 若一个用户正在执行读操作，会先获取共享锁“读锁”，这个锁运行其他读锁并发的对这个表进行读取，互不干扰。只要没有写锁的进入，读锁可以是并发读取统一资源的。
• Mysql的表级别锁分为两类：元数据锁（Metadata Lock，MDL）、表锁。
  • 元数据锁/MDL锁
    • 元数据锁(MDL) 不需要显式使用，在访问一个表的时候会被自动加上。这个特性需要MySQL5.5版本以上才会支持
    • 当对一个表做增删改查的时候，该表会被加MDL读锁，当对表做结构变更的时候，加MDL写锁
    • MDL锁的规则：
      • 读锁之间不互斥，所以可以多线程多同一张表进行增删改查。
      • 读写锁、写锁之间是互斥的，为了保证表结构变更的安全性，所以如果要多线程对同一个表加字段等表结构操作，就会变成串行化，需要进行锁等待。
      • MDL的写锁优先级比MDL读锁的优先级，但是可以设置max_write_lock_count系统变量来改变这种情况，当写锁请求超过这个变量设置的数后，MDL读锁的优先级会比MDL写锁的优先级高。（默认情况下，这个数字会很大，所以不用担心写锁的优先级下降）
      • MDL的锁释放必须要等到事务结束才会释放

3).页面锁

• 页级锁定是 MySQL 中比较独特的一种锁定级别，在其他数据库管理软件中也并不是太常见。
• 页面锁开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般。
• 页级锁定的特点是锁定颗粒度介于行级锁定与表级锁之间，所以获取锁定所需要的资源开销，以及所能提供的并发处理能力也同样是介于上面二者之间。另外，页级锁定和行级锁定一样，会发生死锁。
• 在数据库实现资源锁定的过程中，随着锁定资源颗粒度的减小，锁定相同数据量的数据所需要消耗的内存数量是越来越多的，实现算法也会越来越复杂。
• 不过，随着锁定资源颗粒度的减小，应用程序的访问请求遇到锁等待的可能性也会随之降低，系统整体并发度也随之提升。
• 使用页级锁定的主要是 BerkeleyDB 存储引擎

4).全局锁

• MySQL 提供全局锁来对整个数据库实例加锁。

• FLUSH TABLES WITH READ LOCK

  • 这条语句一般都是用来备份的，当执行这条语句后，数据库所有打开的表都会被关闭，并且使用全局读锁锁定数据库的所有表，同时，其他线程的更新语句（增删改），数据定义语句（建表，修改表结构）和更新类的事务提交都会被阻塞。

• LOCK INSTANCE FOR BACKUP UNLOCK INSTANCE

  • 这个锁的作用范围更广，这个锁会阻止文件的创建，重命名，删除，包括 REPAIR TABLE TRUNCATE TABLE, OPTIMIZE TABLE操作以及账户的管理都会被阻塞。当然这些操作对于内存临时表来说是可以执行的，为什么内存表不受这些限制呢？因为内存表不需要备份，所以也就没必要满足这些条件。

• 在mysql 8.0 以后，对于备份，mysql可以直接使用备份锁。

4.按照锁的实现模式进行分类

1).记录锁

• 某条记录的锁，加锁后锁住的只是表的某一条记录。
• 例如：update user_info set name=’张三’ where id=1 ,这里的id是唯一索引。
  • Record Lock总是会去锁住索引记录，如果InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时InnoDB存储引擎会使用隐式的主键来进行锁定
• 记录锁的作用：加了记录锁之后可以避免数据在查询的时候被修改的重复读问题，也避免了在修改的事务未提交前被其他事务读取的脏读问题。

2).间隙锁/gap锁

• 当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；对于键值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间隙锁

• 很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，InnoDB这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入，这往往会造成严重的锁等待。因此，在实际应用开发中，尤其是并发插入比较多的应用，我们要尽量优化业务逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据，避免使用范围条件。

• 间隙锁的目的：

  • 防止幻读，以满足相关隔离级别的要求；
  • 满足恢复和复制的需要：

• 产生间隙锁的条件（RR事务隔离级别下）：

  • 使用普通索引锁定；

  • 使用多列唯一索引；

  • 使用唯一索引锁定多行记录。

3).next-key锁/临键锁

• 临键锁是INNODB的行锁默认算法，它是记录锁和间隙锁的组合，临键锁会把查询出来的记录锁住，同时也会把该范围查询内的所有间隙空间也会锁住，再之它会把相邻的下一个区间也会锁住。
• 临键锁出现条件：范围查询并命中，查询命中了索引。
  • 比如下面表的数据执行 select * from user_info where id>1 and id<=13 for update ;会锁住ID为 1,5,10的记录；同时会锁住，1至5,5至10,10至15的区间。
• 临键锁的作用：结合记录锁和间隙锁的特性，临键锁避免了在范围查询时出现脏读、重复读、幻读问题。加了临键锁之后，在范围区间内数据不允许被修改和插入。
• Next-Key Lock是结合了Gap Lock和Record Lock的一种锁定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB对于行的查询都是采用这种锁定算法。

4).意向锁

• innodb的意向锁主要用户多粒度的锁并存的情况。比如事务A要在一个表上加S锁，如果表中的一行已被事务B加了X锁，那么该锁的申请也应被阻塞。如果表中的数据很多，逐行检查锁标志的开销将很大，系统的性能将会受到影响。为了解决这个问题，可以在表级上引入新的锁类型来表示其所属行的加锁情况，这就引出了“意向锁”的概念。
• 举个例子，如果表中记录1亿，事务A把其中有几条记录上了行锁了，这时事务B需要给这个表加表级锁，如果没有意向锁的话，那就要去表中查找这一亿条记录是否上锁了。如果存在意向锁，那么假如事务Ａ在更新一条记录之前，先加意向锁，再加Ｘ锁，事务B先检查该表上是否存在意向锁，存在的意向锁是否与自己准备加的锁冲突，如果有冲突，则等待直到事务Ａ释放，而无须逐条记录去检测。事务Ｂ更新表时，其实无须知道到底哪一行被锁了，它只要知道反正有一行被锁了就行了。
• 主要作用是处理行锁和表锁之间的矛盾，能够显示“某个事务正在某一行上持有了锁，或者准备去持有锁”

三.mysql不同的存储引擎支持不同的锁机制

所有的存储引擎都以自己的方式显现了锁机制，服务器层完全不了解存储引擎中的锁实现：

• MyISAM、MEMORY、CSV存储引擎采用的是表级锁（table-level locking）
• BDB(Berkeley DB) 存储引擎采用的是页面锁（page-level locking），但也支持表级锁
• InnoDB 存储引擎既支持行级锁（row-level locking），也支持表级锁，但默认情况下是采用行级锁。
  • innoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！
  • 行级锁都是基于索引的，如果一条SQL语句用不到索引是不会使用行级锁的，会使用表级锁。行级锁的缺点是：由于需要请求大量的锁资源，所以速度慢，内存消耗大。

默认情况下，表锁和行锁都是自动获得的， 不需要额外的命令。

但是在有的情况下， 用户需要明确地进行锁表或者进行事务的控制， 以便确保整个事务的完整性，这样就需要使用事务控制和锁定语句来完成。

InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁。

innodb存储引擎由于实现了行级锁定，虽然在锁定机制的实现方面所带来的性能损耗可能比表级锁定会要更高一些，但是在整体并发处理能力方面要远远优于MyISAM的表级锁定的。当系统并发量较高的时候，Innodb的整体性能和MyISAM相比就会有比较明显的优势了。

但是，Innodb的行级锁定同样也有其脆弱的一面，当我们使用不当的时候，可能会让Innodb的整体性能表现不仅不能比MyISAM高，甚至可能会更差。

四.InnoDB行锁的实现原理

行锁是加在索引上的

举个例子，用name=Alice来查询的时候，会先找到对应的主键值是18 ，然后用18在下面的聚集索引中找到name=Alice的记录内容是 77 和 Alice。

普通索引，也叫做辅助索引，叶子节点存放的是主键值。主键上的索引叫做聚集索引，表里的每一条记录都存放在主键的叶子节点上。当通过辅助索引select 查询数据的时候，会先在辅助索引中找到对应的主键值，然后用主键值在聚集索引中找到该条记录。

Innodb中的索引数据结构是 B+ 树，数据是有序排列的，从根节点到叶子节点一层层找到对应的数据。

表中每一行的数据，是组织存放在聚集索引中的，所以叫做索引组织表。

• InnoDB 行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点 MySQL 与 Oracle 不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB 这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB 才使用行级锁，否则，InnoDB 将使用表锁！

• 不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB 都会使用行锁来对数据加锁。

• 只有执行计划真正使用了索引，才能使用行锁：即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由 MySQL 通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果 MySQL 认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下 InnoDB 将使用表锁，而不是行锁。因此，在分析锁冲突时，别忘了检查 SQL 的执行计划（可以通过 explain 检查 SQL 的执行计划），以确认是否真正使用了索引。

• 由于 MySQL 的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然多个session是访问不同行的记录， 但是如果是使用相同的索引键， 是会出现锁冲突的（后使用这些索引的session需要等待先使用索引的session释放锁后，才能获取锁）。 应用设计的时候要注意这一点。

五.InnoDB加锁方法

意向锁是 InnoDB 自动加的， 不需用户干预。

对于 UPDATE、 DELETE 和 INSERT 语句， InnoDB 会自动给涉及数据集加排他锁（X)；

对于普通 SELECT 语句，InnoDB 不会加任何锁；

事务可以通过以下语句显式给记录集加共享锁或排他锁：

• 共享锁（S）：SELECT * FROM table_name WHERE ... LOCK IN SHARE MODE。 其他 session 仍然可以查询记录，并也可以对该记录加 share mode 的共享锁。但是如果当前事务需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁。
• 排他锁（X）：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。其他 session 可以查询该记录，但是不能对该记录加共享锁或排他锁，而是等待获得锁

1.隐式锁定

隐式锁定：

InnoDB在事务执行过程中，使用两阶段锁协议：

• 随时都可以执行锁定，InnoDB会根据隔离级别在需要的时候自动加锁；
• 锁只有在执行commit或者rollback的时候才会释放，并且所有的锁都是在同一时刻被释放。

2.显式锁定

select ... lock in share mode //共享锁 
select ... for update //排他锁复制代码

样例如下：

1.select for update

在执行这个 select 查询语句的时候，会将对应的索引访问条目进行上排他锁（X 锁），也就是说这个语句对应的锁就相当于update带来的效果。

select *** for update 的使用场景：为了让自己查到的数据确保是最新数据，并且查到后的数据只允许自己来修改的时候，需要用到 for update 子句。

2.select * from user where id=10 for update

通过锁住聚集索引中的节点来锁住这条记录（锁住id=10的索引，即锁住了这条记录）。

3.select * from user where name=‘b’ for update

这里的name上加了唯一索引，唯一索引本质上是辅助索引，加了唯一约束。所以会先在辅助索引上找到name为d的索引记录，在辅助索引中加锁，然后查找聚集索引，锁住对应索引记录。

4.select lock in share mode

in share mode 子句的作用就是将查找到的数据加上一个 share 锁，这个就是表示其他的事务只能对这些数据进行简单的select 操作，并不能够进行 DML 操作。

select *** lock in share mode 使用场景：为了确保自己查到的数据没有被其他的事务正在修改，也就是说确保查到的数据是最新的数据，并且不允许其他人来修改数据。但是自己不一定能够修改数据，因为有可能其他的事务也对这些数据 使用了 in share mode 的方式上了 S 锁。

5.for update 和 lock in share mode 的区别：

前一个上的是排他锁（X 锁），一旦一个事务获取了这个锁，其他的事务是没法在这些数据上执行 for update ；后一个是共享锁，多个事务可以同时的对相同数据执行 lock in share mode。

6.为什么聚簇索引上的记录也要加锁？

试想一下，如果有并发的另外一个SQL，是直接通过主键索引id=30来更新，会先在聚集索引中请求加锁。如果只在辅助索引中加锁的话，两个并发SQL之间是互相感知不到的。

7.显式锁定对性能影响(performance impact)

select for update 语句，相当于一个 update 语句。在业务繁忙的情况下，如果事务没有及时的commit或者rollback 可能会造成其他事务长时间的等待，从而影响数据库的并发使用效率。

select lock in share mode 语句是一个给查找的数据上一个共享锁（S 锁）的功能，它允许其他的事务也对该数据上S锁，但是不能够允许对该数据进行修改。如果不及时的commit 或者rollback 也可能会造成大量的事务等待。

8.默认的读操作，上锁吗

默认是 MVCC 机制（“一致性非锁定读-consistent nonlocking read”）保证 RR 级别的隔离正确性，是不上锁的。

可以选择手动上锁：select xxxx for update (排他锁); select xxxx lock in share mode(共享锁)，称之为“一致性锁定读”。

使用锁之后，就能在 RR 级别下，避免幻读。当然，默认的 MVCC 读，也能避免幻读。

既然 RR 能够防止幻读，那么，SERIALIZABLE 有啥用呢？防止丢失更新。

最后，行锁的实现原理就是锁住聚集索引，如果你查询的时候，没有正确地击中索引，MySql 优化器将会抛弃行锁，使用表锁。

9.不同隔离级别下锁的差异

对于许多 SQL，隔离级别越高，InnoDB 给记录集加的锁就越严格（尤其是使用范围条件的时候），产生锁冲突的可能性也就越高，从而对并发性事务处理性能的 影响也就越大。

因此， 我们在应用中， 应该尽量使用较低的隔离级别， 以减少锁争用的机率。实际上，通过优化事务逻辑，大部分应用使用 Read Commited 隔离级别就足够了。对于一些确实需要更高隔离级别的事务， 可以通过在程序中执行 SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ 或 SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE 动态改变隔离级别的方式满足需求。

3.InnoDB 行锁优化建议

合理利用 InnoDB 的行级锁定，做到扬长避短

1. 尽可能让所有的数据检索都通过索引来完成，从而避免 InnoDB 因为无法通过索引键加锁而升级为表级锁定。
2. 合理设计索引，让 InnoDB 在索引键上面加锁的时候尽可能准确，尽可能的缩小锁定范围，避免造成不必要的锁定而影响其他 Query 的执行。
3. 尽可能减少基于范围的数据检索过滤条件，避免因为间隙锁带来的负面影响而锁定了不该锁定的记录。
4. 尽量控制事务的大小，减少锁定的资源量和锁定时间长度。
5. 在业务环境允许的情况下，尽量使用较低级别的事务隔离，以减少 MySQL 因为实现事务隔离级别所带来的附加成本。

4.infoDB什么时候加表锁？

对于 InnoDB 表，在绝大部分情况下都应该使用行级锁，因为事务和行锁往往是我们之所以选择 InnoDB 表的理由。

事务需要更新大部分或全部数据，表又比较大，如果使用默认的行锁，不仅这个事务执行效率低，而且可能造成其他事务长时间锁等待和锁冲突，这种情况下可以考虑使用表锁来提高该事务的执行速度。

事务涉及多个表，比较复杂，很可能引起死锁，造成大量事务回滚。这种情况也可以考虑一次性锁定事务涉及的表，从而避免死锁、减少数据库因事务回滚带来的开销。

六.死锁

死锁产生：

• 死锁是指两个或多个事务在同一资源上相互占用，并请求锁定对方占用的资源，从而导致恶性循环。
• 当事务试图以不同的顺序锁定资源时，就可能产生死锁。多个事务同时锁定同一个资源时也可能会产生死锁。
• 锁的行为和顺序和存储引擎相关。以同样的顺序执行语句，有些存储引擎会产生死锁有些不会——死锁有双重原因：真正的数据冲突；存储引擎的实现方式。

检测死锁：数据库系统实现了各种死锁检测和死锁超时的机制。InnoDB存储引擎能检测到死锁的循环依赖并立即返回一个错误。

死锁恢复：死锁发生以后，只有部分或完全回滚其中一个事务，才能打破死锁，InnoDB目前处理死锁的方法是，将持有最少行级排他锁的事务进行回滚。所以事务型应用程序在设计时必须考虑如何处理死锁，多数情况下只需要重新执行因死锁回滚的事务即可。

外部锁的死锁检测：发生死锁后，InnoDB 一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并回退，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及表锁的情况下，InnoDB 并不能完全自动检测到死锁， 这需要通过设置锁等待超时参数 innodb_lock_wait_timeout 来解决

死锁影响性能：死锁会影响性能而不是会产生严重错误，因为InnoDB会自动检测死锁状况并回滚其中一个受影响的事务。在高并发系统上，当许多线程等待同一个锁时，死锁检测可能导致速度变慢。 有时当发生死锁时，禁用死锁检测（使用innodb_deadlock_detect配置选项）可能会更有效，这时可以依赖innodb_lock_wait_timeout设置进行事务回滚。

1.MyISAM如何避免死锁？

在自动加锁的情况下，MyISAM 表不会出现死锁(MyISAM 总是一次获得 SQL 语句所需要的全部锁)。

2.InnoDB如何避免死锁？

• 为了在单个InnoDB表上执行多个并发写入操作时避免死锁，可以在事务开始时通过为预期要修改的每个元祖（行）使用SELECT ... FOR UPDATE语句来获取必要的锁，即使这些行的更改语句是在之后才执行的。
• 在事务中，如果要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不应先申请共享锁、更新时再申请排他锁，因为这时候当用户再申请排他锁时，其他事务可能又已经获得了相同记录的共享锁，从而造成锁冲突，甚至死锁
• 如果事务需要修改或锁定多个表，则应在每个事务中以相同的顺序使用加锁语句。 在应用中，如果不同的程序会并发存取多个表，应尽量约定以相同的顺序来访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会
• 通过SELECT ... LOCK IN SHARE MODE获取行的读锁后，如果当前事务再需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁。
• 改变事务隔离级别，如降低隔离级别（如果业务允许，将隔离级别调低也是较好的选择，比如将隔离级别从RR调整为RC，可以避免掉很多因为gap锁造成的死锁）
• 为表添加合理的索引。可以看到如果不走索引将会为表的每一行记录添加上锁，死锁的概率大大增大。

如果出现死锁，可以用 SHOW INNODB STATUS 命令来确定最后一个死锁产生的原因。返回结果中包括死锁相关事务的详细信息，如引发死锁的 SQL 语句，事务已经获得的锁，正在等待什么锁，以及被回滚的事务等。据此可以分析死锁产生的原因和改进措施。

3.死锁案例

1. 不同表相同记录行锁冲突

这种情况很好理解，事务A和事务B操作两张表，但出现循环等待锁情况。

2.相同表记录行锁冲突

这种情况比较常见，之前遇到两个job在执行数据批量更新时，jobA处理的的id列表为[1,2,3,4]，而job处理的id列表为[8,9,10,4,2]，这样就造成了死锁。

3.不同索引锁冲突

这种情况比较隐晦，事务A在执行时，除了在二级索引加锁外，还会在聚簇索引上加锁，在聚簇索引上加锁的顺序是[1,4,2,3,5]，而事务B执行时，只在聚簇索引上加锁，加锁顺序是[1,2,3,4,5]，这样就造成了死锁的可能性。

4.gap锁冲突

innodb在RR级别下，如下的情况也会产生死锁，比较隐晦。不清楚的同学可以自行根据上节的gap锁原理分析下。

七.一些优化锁性能的建议

• 尽量使用较低的隔离级别；
• 精心设计索引， 并尽量使用索引访问数据， 使加锁更精确， 从而减少锁冲突的机会
• 选择合理的事务大小，小事务发生锁冲突的几率也更小
• 给记录集显示加锁时，最好一次性请求足够级别的锁。比如要修改数据的话，最好直接申请排他锁，而不是先申请共享锁，修改时再请求排他锁，这样容易产生死锁
• 不同的程序访问一组表时，应尽量约定以相同的顺序访问各表，对一个表而言，尽可能以固定的顺序存取表中的行。这样可以大大减少死锁的机会
• 尽量用相等条件访问数据，这样可以避免间隙锁对并发插入的影响
• 不要申请超过实际需要的锁级别
• 除非必须，查询时不要显示加锁。 MySQL的MVCC可以实现事务中的查询不用加锁，优化事务性能；MVCC只在COMMITTED READ（读提交）和REPEATABLE READ（可重复读）两种隔离级别下工作
• 对于一些特定的事务，可以使用表锁来提高处理速度或减少死锁的可能