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MySQL学习之——锁(行锁、表锁、页锁、乐观锁、悲观锁等)


MySQL锁

相对于其他的数据库而言，MySQL的锁机制比较简单，最显著的特点就是不同的存储引擎支持不同的锁机制。根据不同的存储引擎，MySQL中锁的特性可以大致归纳如下：


 行锁 表锁 页锁
MyISAM
√
BDB
√
 √
InnoDB √
 √


开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能

  • 表锁： 开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定力度大，发生锁冲突概率高，并发度最低
  • 行锁： 开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度小，发生锁冲突的概率低，并发度高
  • 页锁： 开销和加锁速度介于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度介于表锁和行锁之间，并发度一般

从上述的特点课件，很难笼统的说哪种锁最好，只能根据具体应用的特点来说哪种锁更加合适。仅仅从锁的角度来说的话：

表锁更适用于以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用；行锁更适用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。（PS：由于BDB已经被InnoDB所取代，我们只讨论MyISAM表锁和InnoDB行锁的问题）


MyISAM表锁 MyISAM存储引擎只支持表锁，这也是MySQL开始几个版本中唯一支持的锁类型。随着应用对事务完整性和并发性要求的不断提高，MySQL才开始开发基于事务的存储引擎，后来慢慢出现了支持页锁的BDB存储引擎和支持行锁的InnoDB存储引擎（实际 InnoDB是单独的一个公司，现在已经被Oracle公司收购）。但是MyISAM的表锁依然是使用最为广泛的锁类型。本节将详细介绍MyISAM表锁的使用。 查询表级锁争用情况 可以通过检查table_locks_waited和table_locks_immediate状态变量来分析系统上的表锁定争夺： mysql> show status like ‘table%‘; +-----------------------+-------+ | Variable_name         | Value | +-----------------------+-------+ | Table_locks_immediate | 2979  | | Table_locks_waited    | 0     | +-----------------------+-------+ 2 rows in set (0.00 sec)) 如果Table_locks_waited的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用情况。

MySQL表级锁的锁模式

MySQL的表级锁有两种模式：表共享读锁（Table Read Lock）和表独占写锁（Table Write Lock）。锁模式的兼容性如下表所示。                                           MySQL中的表锁兼容性                
请求锁模式          是否兼容 当前锁模式 None 读锁 写锁
读锁 是 是 否
写锁 是 否 否
可见，对MyISAM表的读操作，不会阻塞其他用户对同一表的读请求，但会阻塞对同一表的写请求；对 MyISAM表的写操作，则会阻塞其他用户对同一表的读和写操作；MyISAM表的读操作与写操作之间，以及写操作之间是串行的！根据如下表所示的例子可以知道，当一个线程获得对一个表的写锁后，只有持有锁的线程可以对表进行更新操作。其他线程的读、写操作都会等待，直到锁被释放为止。                         MyISAM存储引擎的写阻塞读例子
session_1 session_2
获得表film_text的WRITE锁定 mysql> lock table film_text write; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
当前session对锁定表的查询、更新、插入操作都可以执行： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+-------------+ | film_id | title       | +---------+-------------+ | 1001    | Update Test | +---------+-------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1003,‘Test‘); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> update film_text set title = ‘Test‘ where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (0.00 sec) Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0 其他session对锁定表的查询被阻塞，需要等待锁被释放： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; 等待
释放锁： mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) 等待

Session2获得锁，查询返回： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+-------+ | film_id | title | +---------+-------+ | 1001    | Test  | +---------+-------+ 1 row in set (57.59 sec)

如何加表锁

MyISAM在执行查询语句（SELECT）前，会自动给涉及的所有表加读锁，在执行更新操作（UPDATE、DELETE、INSERT等）前，会自动给涉及的表加写锁，这个过程并不需要用户干预，因此，用户一般不需要直接用LOCK TABLE命令给MyISAM表显式加锁。在本书的示例中，显式加锁基本上都是为了方便而已，并非必须如此。 给MyISAM表显示加锁，一般是为了在一定程度模拟事务操作，实现对某一时间点多个表的一致性读取。例如，有一个订单表orders，其中记录有各订单的总金额total，同时还有一个订单明细表order_detail，其中记录有各订单每一产品的金额小计 subtotal，假设我们需要检查这两个表的金额合计是否相符，可能就需要执行如下两条SQL： Select sum(total) from orders; Select sum(subtotal) from order_detail; 这时，如果不先给两个表加锁，就可能产生错误的结果，因为第一条语句执行过程中，order_detail表可能已经发生了改变。因此，正确的方法应该是： Lock tables orders read local, order_detail read local; Select sum(total) from orders; Select sum(subtotal) from order_detail; Unlock tables; 要特别说明以下两点内容。
  • 上面的例子在LOCK TABLES时加了“local”选项，其作用就是在满足MyISAM表并发插入条件的情况下，允许其他用户在表尾并发插入记录，有关MyISAM表的并发插入问题，在后面的章节中还会进一步介绍。
  • 在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及到表的锁，并且MySQL不支持锁升级。也就是说，在执行LOCK TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实，在自动加锁的情况下也基本如此，MyISAM总是一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁（Deadlock Free）的原因。
在如下表所示的例子中，一个session使用LOCK TABLE命令给表film_text加了读锁，这个session可以查询锁定表中的记录，但更新或访问其他表都会提示错误；同时，另外一个session可以查询表中的记录，但更新就会出现锁等待。


MyISAM存储引擎的读阻塞写例子
session_1 session_2
获得表film_text的READ锁定 mysql> lock table film_text read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
当前session可以查询该表记录 mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+------------------+ | film_id | title            | +---------+------------------+ | 1001    | ACADEMY DINOSAUR | +---------+------------------+ 1 row in set (0.00 sec) 其他session也可以查询该表的记录 mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1001; +---------+------------------+ | film_id | title            | +---------+------------------+ | 1001    | ACADEMY DINOSAUR | +---------+------------------+ 1 row in set (0.00 sec)
当前session不能查询没有锁定的表 mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001; ERROR 1100 (HY000): Table ‘film‘ was not locked with LOCK TABLES 其他session可以查询或者更新未锁定的表 mysql> select film_id,title from film where film_id = 1001; +---------+---------------+ | film_id | title         | +---------+---------------+ | 1001    | update record | +---------+---------------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> update film set title = ‘Test‘ where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (0.04 sec) Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
当前session中插入或者更新锁定的表都会提示错误： mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,‘Test‘); ERROR 1099 (HY000): Table ‘film_text‘ was locked with a READ lock and can‘t be updated mysql> update film_text set title = ‘Test‘ where film_id = 1001; ERROR 1099 (HY000): Table ‘film_text‘ was locked with a READ lock and can‘t be updated 其他session更新锁定表会等待获得锁： mysql> update film_text set title = ‘Test‘ where film_id = 1001; 等待
释放锁 mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) 等待

Session获得锁，更新操作完成： mysql> update film_text set title = ‘Test‘ where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (1 min 0.71 sec) Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0

注意，当使用LOCK TABLES时，不仅需要一次锁定用到的所有表，而且，同一个表在SQL语句中出现多少次，就要通过与SQL语句中相同的别名锁定多少次，否则也会出错！举例说明如下。 （1）对actor表获得读锁： mysql> lock table actor read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) （2）但是通过别名访问会提示错误： mysql> select a.first_name,a.last_name,b.first_name,b.last_name from actor a,actor b where a.first_name = b.first_name and a.first_name = ‘Lisa‘ and a.last_name = ‘Tom‘ and a.last_name <> b.last_name; ERROR 1100 (HY000): Table ‘a‘ was not locked with LOCK TABLES （3）需要对别名分别锁定： mysql> lock table actor as a read,actor as b read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) （4）按照别名的查询可以正确执行： mysql> select a.first_name,a.last_name,b.first_name,b.last_name from actor a,actor b where a.first_name = b.first_name and a.first_name = ‘Lisa‘ and a.last_name = ‘Tom‘ and a.last_name <> b.last_name; +------------+-----------+------------+-----------+ | first_name | last_name | first_name | last_name | +------------+-----------+------------+-----------+ | Lisa       | Tom       | LISA       | MONROE    | +------------+-----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec)

并发插入（Concurrent Inserts）

上文提到过MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言的。在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。 MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
  • 当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。
  • 当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞（即表的中间没有被删除的行），MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。
  • 当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。
在如下表所示的例子中，session_1获得了一个表的READ LOCAL锁，该线程可以对表进行查询操作，但不能对表进行更新操作；其他的线程（session_2），虽然不能对表进行删除和更新操作，但却可以对该表进行并发插入操作，这里假设该表中间不存在空洞。               MyISAM存储引擎的读写（INSERT）并发例子
session_1 session_2
获得表film_text的READ LOCAL锁定 mysql> lock table film_text read local; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
当前session不能对锁定表进行更新或者插入操作： mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,‘Test‘); ERROR 1099 (HY000): Table ‘film_text‘ was locked with a READ lock and can‘t be updated mysql> update film_text set title = ‘Test‘ where film_id = 1001; ERROR 1099 (HY000): Table ‘film_text‘ was locked with a READ lock and can‘t be updated 其他session可以进行插入操作，但是更新会等待： mysql> insert into film_text (film_id,title) values(1002,‘Test‘); Query OK, 1 row affected (0.00 sec) mysql> update film_text set title = ‘Update Test‘ where film_id = 1001; 等待
当前session不能访问其他session插入的记录： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002; Empty set (0.00 sec)
释放锁： mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) 等待
当前session解锁后可以获得其他session插入的记录： mysql> select film_id,title from film_text where film_id = 1002; +---------+-------+ | film_id | title | +---------+-------+ | 1002    | Test  | +---------+-------+ 1 row in set (0.00 sec) Session2获得锁，更新操作完成： mysql> update film_text set title = ‘Update Test‘ where film_id = 1001; Query OK, 1 row affected (1 min 17.75 sec) Rows matched: 1  Changed: 1  Warnings: 0
可以利用MyISAM存储引擎的并发插入特性，来解决应用中对同一表查询和插入的锁争用。例如，将concurrent_insert系统变量设为2，总是允许并发插入；同时，通过定期在系统空闲时段执行 OPTIMIZE TABLE语句来整理空间碎片，收回因删除记录而产生的中间空洞。有关OPTIMIZE TABLE语句的详细介绍，可以参见第18章中“两个简单实用的优化方法”一节的内容。
MyISAM的锁调度 前面讲过，MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作是串行的。那么，一个进程请求某个 MyISAM表的读锁，同时另一个进程也请求同一表的写锁，MySQL如何处理呢？答案是写进程先获得锁。不仅如此，即使读请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读锁请求之前！这是因为MySQL认为写请求一般比读请求要重要。这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因，因为，大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能永远阻塞。这种情况有时可能会变得非常糟糕！幸好我们可以通过一些设置来调节MyISAM 的调度行为。
  • 通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。
  • 通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。
  • 通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用（如用户登录系统）中，读锁等待严重的问题。 另外，MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突，即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值，当一个表的读锁达到这个值后，MySQL就暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会。 上面已经讨论了写优先调度机制带来的问题和解决办法。这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此，应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题，因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。


InnoDB锁问题 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。行级锁与表级锁本来就有许多不同之处，另外，事务的引入也带来了一些新问题。下面我们先介绍一点背景知识，然后详细讨论InnoDB的锁问题。 背景知识 1．事务（Transaction）及其ACID属性 事务是由一组SQL语句组成的逻辑处理单元，事务具有以下4个属性，通常简称为事务的ACID属性。
  • 原子性（Atomicity）：事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。
  • 一致性（Consistent）：在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。
  • 隔离性（Isolation）：数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。
  • 持久性（Durable）：事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
银行转帐就是事务的一个典型例子。 2．并发事务处理带来的问题 相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况。
  • 更新丢失（Lost Update）：当两个或多个事务选择同一行，然后基于最初选定的值更新该行时，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－－最后的更新覆盖了由其他事务所做的更新。例如，两个编辑人员制作了同一文档的电子副本。每个编辑人员独立地更改其副本，然后保存更改后的副本，这样就覆盖了原始文档。最后保存其更改副本的编辑人员覆盖另一个编辑人员所做的更改。如果在一个编辑人员完成并提交事务之前，另一个编辑人员不能访问同一文件，则可避免此问题。
  • 脏读（Dirty Reads）：一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交前，这条记录的数据就处于不一致状态；这时，另一个事务也来读取同一条记录，如果不加控制，第二个事务读取了这些“脏”数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象被形象地叫做"脏读"。
  • 不可重复读（Non-Repeatable Reads）：一个事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变、或某些记录已经被删除了！这种现象就叫做“不可重复读”。
  • 幻读（Phantom Reads）：一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为“幻读”。
3．事务隔离级别 在上面讲到的并发事务处理带来的问题中，“更新丢失”通常是应该完全避免的。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来解决，因此，防止更新丢失应该是应用的责任。 “脏读”、“不可重复读”和“幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。数据库实现事务隔离的方式，基本上可分为以下两种。
  • 一种是在读取数据前，对其加锁，阻止其他事务对数据进行修改。
  • 另一种是不用加任何锁，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（Snapshot)，并用这个快照来提供一定级别（语句级或事务级）的一致性读取。从用户的角度来看，好像是数据库可以提供同一数据的多个版本，因此，这种技术叫做数据多版本并发控制（MultiVersion Concurrency Control，简称MVCC或MCC），也经常称为多版本数据库。
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，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。 为了解决“隔离”与“并发”的矛盾，ISO/ANSI SQL92定义了4个事务隔离级别，每个级别的隔离程度不同，允许出现的副作用也不同，应用可以根据自己的业务逻辑要求，通过选择不同的隔离级别来平衡 “隔离”与“并发”的矛盾。下表很好地概括了这4个隔离级别的特性。                                             4种隔离级别比较
读数据一致性及允许的并发副作用 隔离级别 读数据一致性 脏读 不可重复读 幻读
未提交读（Read uncommitted） 最低级别，只能保证不读取物理上损坏的数据 是 是 是
已提交度（Read committed） 语句级 否 是 是
可重复读（Repeatable read） 事务级 否 否 是
可序列化（Serializable） 最高级别，事务级 否 否 否
最后要说明的是：各具体数据库并不一定完全实现了上述4个隔离级别，例如，Oracle只提供Read committed和Serializable两个标准隔离级别，另外还提供自己定义的Read only隔离级别；SQL Server除支持上述ISO/ANSI SQL92定义的4个隔离级别外，还支持一个叫做“快照”的隔离级别，但严格来说它是一个用MVCC实现的Serializable隔离级别。MySQL 支持全部4个隔离级别，但在具体实现时，有一些特点，比如在一些隔离级别下是采用MVCC一致性读，但某些情况下又不是，这些内容在后面的章节中将会做进一步介绍。
获取InnoDB行锁争用情况     可以通过检查InnoDB_row_lock状态变量来分析系统上的行锁的争夺情况： mysql> show status like ‘innodb_row_lock%‘; +-------------------------------+-------+ | Variable_name                 | Value | +-------------------------------+-------+ | InnoDB_row_lock_current_waits | 0     | | InnoDB_row_lock_time          | 0     | | InnoDB_row_lock_time_avg      | 0     | | InnoDB_row_lock_time_max      | 0     | | InnoDB_row_lock_waits         | 0     | +-------------------------------+-------+ 5 rows in set (0.01 sec) 如果发现锁争用比较严重，如InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高，还可以通过设置InnoDB Monitors来进一步观察发生锁冲突的表、数据行等，并分析锁争用的原因。 具体方法如下： mysql> CREATE TABLE innodb_monitor(a INT) ENGINE=INNODB; Query OK, 0 rows affected (0.14 sec) 然后就可以用下面的语句来进行查看： mysql> Show innodb status\G; *************************** 1. row ***************************   Type: InnoDB   Name: Status: … … ------------ TRANSACTIONS ------------ Trx id counter 0 117472192 Purge done for trx‘s n:o < 0 117472190 undo n:o < 0 0 History list length 17 Total number of lock structs in row lock hash table 0 LIST OF TRANSACTIONS FOR EACH SESSION: ---TRANSACTION 0 117472185, not started, process no 11052, OS thread id 1158191456 MySQL thread id 200610, query id 291197 localhost root ---TRANSACTION 0 117472183, not started, process no 11052, OS thread id 1158723936 MySQL thread id 199285, query id 291199 localhost root Show innodb status … 监视器可以通过发出下列语句来停止查看： mysql> DROP TABLE innodb_monitor; Query OK, 0 rows affected (0.05 sec) 设置监视器后，在SHOW INNODB STATUS的显示内容中，会有详细的当前锁等待的信息，包括表名、锁类型、锁定记录的情况等，便于进行进一步的分析和问题的确定。打开监视器以后，默认情况下每15秒会向日志中记录监控的内容，如果长时间打开会导致.err文件变得非常的巨大，所以用户在确认问题原因之后，要记得删除监控表以关闭监视器，或者通过使用“--console”选项来启动服务器以关闭写日志文件。
InnoDB的行锁模式及加锁方法 InnoDB实现了以下两种类型的行锁。
  • 共享锁（S）：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。
  • 排他锁（X)：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。另外，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（Intention Locks），这两种意向锁都是表锁。
  • 意向共享锁（IS）：事务打算给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。
  • 意向排他锁（IX）：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
上述锁模式的兼容情况具体如下表所示。                                          InnoDB行锁模式兼容性列表
请求锁模式    是否兼容 当前锁模式 X IX S IS
X 冲突 冲突 冲突 冲突
IX 冲突 兼容 冲突 兼容
S 冲突 冲突 兼容 兼容
IS 冲突 兼容 兼容 兼容
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。 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示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。
  • 排他锁（X)：SELECT * FROM table_name WHERE ... FOR UPDATE。
用SELECT ... IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT... FOR UPDATE方式获得排他锁。 在如下表所示的例子中，使用了SELECT ... IN SHARE MODE加锁后再更新记录，看看会出现什么情况，其中actor表的actor_id字段为主键。   InnoDB存储引擎的共享锁例子
session_1 session_2
mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178      | LISA       | MONROE    | +----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec) mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178      | LISA       | MONROE    | +----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.00 sec)
当前session对actor_id=178的记录加share mode 的共享锁： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock in share mode; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178      | LISA       | MONROE    | +----------+------------+-----------+ 1 row in set (0.01 sec)

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： mysql> select actor_id,first_name,last_name from actor where actor_id = 178lock in share mode; +----------+------------+-----------+ | actor_id | first_name | last_name | +----------+------------+-----------+ | 178      | LISA       | MONROE    | +----------+------------+-----------+ 1 row in