MySQL 的行锁是在引擎层由各个引擎自己实现的。但并不是所有的引擎都支持行锁，比如 MyISAM 引擎就不支持行锁。
行锁就是针对数据表中行记录的锁。这很好理解，比如事务 A 更新了一行，而这时候事务 B 也要更新同一行，则必须等事务 A 的操作完成后才能进行更新。
两阶段锁
事务 A 持有的两个记录的行锁，都是在 commit 的时候才释放的。事务 B 的 update 语句会被阻塞，直到事务 A 执行 commit 之后，事务 B 才能继续执行。
在 InnoDB 事务中，行锁是在需要的时候才加上的，但并不是不需要了就立刻释放，而是要等到事务结束时才释放。这个就是两阶段锁协议。
如果你的事务中需要锁多个行，要把最可能造成锁冲突、最可能影响并发度的锁尽量往后放。
死锁和死锁检测
当并发系统中不同线程出现循环资源依赖，涉及的线程都在等待别的线程释放资源时，就会导致这几个线程都进入无限等待的状态，称为死锁。
这时候，事务 A 在等待事务 B 释放 id=2 的行锁，而事务 B 在等待事务 A 释放 id=1 的行锁。 事务 A 和事务 B 在互相等待对方的资源释放，就是进入了死锁状态。
当出现死锁以后，有两种策略：
选择哪一种方法呢？为什么呢？
A：
第二种方式是相对较好的。
第一种方式（即：直接执行 delete from T limit 10000）里面，单个语句占用时间长，锁的时间也比较长；而且大事务还会导致主从延迟。
第三种方式（即：在 20 个连接中同时执行 delete from T limit 500），会人为造成锁冲突。
08 | 事务到底是隔离的还是不隔离的？
如果是可重复读隔离级别，事务 T 启动的时候会创建一个视图 read-view，之后事务 T 执行期间，即使有其他事务修改了数据，事务 T 看到的仍然跟在启动时看到的一样。也就是说，一个在可重复读隔离级别下执行的事务，好像与世无争，不受外界影响。
一个事务要更新一行，如果刚好有另外一个事务拥有这一行的行锁，它又不能这么超然了，会被锁住，进入等待状态。
Q：既然进入了等待状态，那么等到这个事务自己获取到行锁要更新数据的时候，它读到的值是什么呢？
举一个例子，下面是一个只有两行的表的初始化语句。
mysql> CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`k` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, k) values(1,1),(2,2);
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事务开始时间点，分为两种情况：
1）start transaction 时，是第一条语句的执行时间点，就是事务开始的时间点，第一条select语句建立一致性读的snapshot；
2）start transaction with consistent snapshot 时，则是立即建立本事务的一致性读snapshot，当然也开始事务了；
在这个例子中，事务 C 没有显式地使用 begin/commit，表示这个 update 语句本身就是一个事务，语句完成的时候会自动提交。
事务 B 在更新了行之后查询 ;
事务 A 在一个只读事务中查询，并且时间顺序上是在事务 B 的查询之后。
结果：事务 B 查到的 k 的值是 3，而事务 A 查到的 k 的值是 1
A：
不妨做如下假设：
事务 A 开始前，系统里面只有一个活跃事务 ID 是 99；
事务 A、B、C 的版本号分别是 100、101、102，且当前系统里只有这四个事务；
三个事务开始前，(1,1）这一行数据的 row trx_id 是 90。
从图中可以看到，第一个有效更新是事务 C，把数据从 (1,1) 改成了 (1,2)。这时候，这个数据的最新版本的 row trx_id 是 102，而 90 这个版本已经成为了历史版本。
第二个有效更新是事务 B，把数据从 (1,2) 改成了 (1,3)。这时候，这个数据的最新版本（即 row trx_id）是 101，而 102 又成为了历史版本。
在事务 A 查询的时候，其实事务 B 还没有提交，但是它生成的 (1,3) 这个版本已经变成当前版本了。但这个版本对事务 A 必须是不可见的，否则就变成脏读了。
事务 A 要来读数据了，它的视图数组是 [99,100]。当然了，读数据都是从当前版本读起的。所以，事务 A 查询语句的读数据流程是这样的：
Q:事务 B 的 update 语句，如果按照一致性读，好像结果不对哦？
事务 B 的视图数组是先生成的，之后事务 C 才提交，不是应该看不见 (1,2) 吗，怎么能算出 (1,3) 来？
A：如果事务 B 在更新之前查询一次数据，这个查询返回的 k 的值确实是 1。
但是，当它要去更新数据的时候，就不能再在历史版本上更新了，否则事务 C 的更新就丢失了。因此，事务 B 此时的 set k=k+1 是在（1,2）的基础上进行的操作。 更新数据都是先读后写的，而这个读，只能读当前的值，称为“当前读”（current read）。
因此，在更新的时候，当前读拿到的数据是 (1,2)，更新后生成了新版本的数据 (1,3)，这个新版本的 row trx_id 是 101。所以，在执行事务 B 查询语句的时候，一看自己的版本号是 101，最新数据的版本号也是 101，是自己的更新，可以直接使用，所以查询得到的 k 的值是 3。
除了 update 语句外，select 语句如果加锁，也是当前读。
所以，如果把事务 A 的查询语句 select * from t where id=1 修改一下，加上 lock in share mode 或 for update，也都可以读到版本号是 101 的数据，返回的 k 的值是 3。
下面这两个 select 语句，就是分别加了读锁（S 锁，共享锁）和写锁（X 锁，排他锁）。
select k from t where id=1 lock in share mode;
select k from t where id=1 for update;
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Q：假设事务 C 不是马上提交的，而是变成了下面的事务 C’，会怎么样呢？
事务 C’的不同是，更新后并没有马上提交，在它提交前，事务 B 的更新语句先发起了。前面说过了，虽然事务 C’还没提交，但是 (1,2) 这个版本也已经生成了，并且是当前的最新版本。那么，事务 B 的更新语句会怎么处理呢？
A：考虑两阶段锁协议，事务 C’没提交，也就是说 (1,2) 这个版本上的写锁还没释放。而事务 B 是当前读，必须要读最新版本，而且必须加锁，因此就被锁住了，必须等到事务 C’释放这个锁，才能继续它的当前读。 事务的可重复读的能力是怎么实现的？
在读提交隔离级别下，每一个语句执行前都会重新算出一个新的视图。“start transaction with consistent snapshot; ”的意思是从这个语句开始，创建一个持续整个事务的一致性快照。所以，在读提交隔离级别下，这个用法就没意义了，等效于普通的 start transaction。
导致：
对于可重复读，查询只承认在事务启动前就已经提交完成的数据；
对于读提交，查询只承认在语句启动前就已经提交完成的数据；
Q：在读提交隔离级别下，事务 A 和事务 B 的查询语句查到的 k，分别应该是多少呢？
A：
下面是读提交时的状态图，可以看到这两个查询语句的创建视图数组的时机发生了变化，就是图中的 read view 框。（注意：这里，我们用的还是事务 C 的逻辑直接提交，而不是事务 C’）
这时，事务 A 的查询语句的视图数组是在执行这个语句的时候创建的，时序上 (1,2)、(1,3) 的生成时间都在创建这个视图数组的时刻之前。但是，在这个时刻：
(1,3) 还没提交，属于情况 1，不可见；
(1,2) 提交了，属于情况 3，可见。
所以，这时候事务 A 查询语句返回的是 k=2，事务 B 查询结果 k=3，能看到已提交的。。
Q：用下面的表结构和初始化语句作为试验环境，事务隔离级别是可重复读。现在，我要把所有“字段 c 和 id 值相等的行”的 c 值清零，但是却发现了一个“诡异”的、改不掉的情况。请你构造出这种情况，并说明其原理。
CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t(id, c) values(1,1),(2,2),(3,3),(4,4);
