1：MySQL 有哪些锁？

全局锁
flush tables with read lock 整个数据库就处于只读状态了
unlock tables 释放全局锁

全局锁主要应用于做全库逻辑备份，这样在备份数据库期间，不会因为数据或表结构的更新，而出现备份文件的数据与预期的不一样。

如果数据库的引擎支持的事务支持可重复读的隔离级别，那么在备份数据库之前先开启事务，会先创建 Read View，然后整个事务执行期间都在用这个 Read View，而且由于 MVCC 的支持，备份期间业务依然可以对数据进行更新操作。

备份数据库的工具是 mysqldump，在使用 mysqldump 时加上 –single-transaction 参数的时候，就会在备份数据库之前先开启事务。这种方法只适用于支持「可重复读隔离级别的事务」的存储引擎。
InnoDB 存储引擎默认的事务隔离级别正是可重复读，因此可以采用这种方式来备份数据库。

表级锁
表锁；
表锁除了会限制别的线程的读写外，也会限制本线程接下来的读写操作。尽量避免在使用 InnoDB 引擎的表使用表锁，因为表锁的颗粒度太大。

元数据锁（MDL）;
不需要显示的使用 MDL，因为当我们对数据库表进行操作时，会自动给这个表加上 MDL
对一张表进行 CRUD 操作时，加的是 MDL 读锁；
对一张表做结构变更操作的时候，加的是 MDL 写锁
MDL 是在事务提交后才会释放，这意味着事务执行期间，MDL 是一直持有的

意向锁；
在使用 InnoDB 引擎的表里对某些记录加上「共享锁」之前，需要先在表级别加上一个「意向共享锁」；
在使用 InnoDB 引擎的表里对某些纪录加上「独占锁」之前，需要先在表级别加上一个「意向独占锁」；
意向共享锁和意向独占锁是表级锁，不会和行级的共享锁和独占锁发生冲突，而且意向锁之间也不会发生冲突，只会和共享表锁（lock tables ... read）和独占表锁（lock tables ... write）发生冲突。
意向锁的目的是为了快速判断表里是否有记录被加锁。

AUTO-INC 锁；
表里的主键通常都会设置成自增的，这是通过对主键字段声明 AUTO_INCREMENT 属性实现的。
之后可以在插入数据时，可以不指定主键的值，数据库会自动给主键赋值递增的值，这主要是通过 AUTO-INC 锁实现的
AUTO-INC 锁是特殊的表锁机制，锁不是再一个事务提交后才释放，而是再执行完插入语句后就会立即释放。

AUTO-INC 锁再对大量数据进行插入的时候，会影响插入性能
在 MySQL 5.1.22 版本开始，InnoDB 存储引擎提供了一种轻量级的锁来实现自增。
一样也是在插入数据的时候，会为被 AUTO_INCREMENT 修饰的字段加上轻量级锁，然后给该字段赋值一个自增的值，就把这个轻量级锁释放了，而不需要等待整个插入语句执行完后才释放锁

InnoDB 存储引擎提供了个 innodb_autoinc_lock_mode 的系统变量，是用来控制选择用 AUTO-INC 锁，还是轻量级的锁
当 innodb_autoinc_lock_mode = 0，就采用 AUTO-INC 锁，语句执行结束后才释放锁；
当 innodb_autoinc_lock_mode = 2，就采用轻量级锁，申请自增主键后就释放锁，并不需要等语句执行后才释放。
当 innodb_autoinc_lock_mode = 1：
普通 insert 语句，自增锁在申请之后就马上释放；
类似 insert … select 这样的批量插入数据的语句，自增锁还是要等语句结束后才被释放
当 innodb_autoinc_lock_mode = 2 是性能最高的方式，但是当搭配 binlog 的日志格式是 statement 一起使用的时候，在「主从复制的场景」中会发生数据不一致的问题
因为binlog_format=statement，记录的语句就是原始语句。
binlog_format = row时，binlog 里面记录的是主库分配的自增值，到备库执行的时候，主库的自增值是什么，从库的自增值就是什么。
所以当 innodb_autoinc_lock_mode = 2 时，并且 binlog_format = row，既能提升并发性，又不会出现数据一致性问题。

行级锁
//对读取的记录加共享锁
select ... lock in share mode;
//对读取的记录加独占锁
select ... for update;
共享锁（S锁）满足读读共享，读写互斥。独占锁（X锁）满足写写互斥、读写互斥。

Record Lock
Record Lock 称为记录锁，锁住的是一条记录。而且记录锁是有 S 锁和 X 锁之分的：
当一个事务对一条记录加了 S 型记录锁后，其他事务也可以继续对该记录加 S 型记录锁（S 型与 S 锁兼容），但是不可以对该记录加 X 型记录锁（S 型与 X 锁不兼容）;
当一个事务对一条记录加了 X 型记录锁后，其他事务既不可以对该记录加 S 型记录锁（S 型与 X 锁不兼容），也不可以对该记录加 X 型记录锁（X 型与 X 锁不兼容）。

Gap Lock
Gap Lock 称为间隙锁，只存在于可重复读隔离级别，目的是为了解决可重复读隔离级别下幻读的现象。
假设，表中有一个范围 id 为（3，5）间隙锁，那么其他事务就无法插入 id = 4 这条记录了，这样就有效的防止幻读现象的发生。

间隙锁之间的X型间隙锁和S型间隙锁是兼容的，即两个事务可以同时持有包含共同间隙范围的间隙锁，并不存在互斥关系，因为间隙锁的目的是防止插入幻影记录而提出的。

Next-Key Lock
Next-Key Lock 称为临键锁，是 Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身。
假设，表中有一个范围 id 为（3，5] 的 next-key lock，那么其他事务即不能插入 id = 4 记录，也不能修改 id = 5 这条记录。

next-key lock 是包含间隙锁+记录锁的，如果一个事务获取了 X 型的 next-key lock，那么另外一个事务在获取相同范围的 X 型的 next-key lock 时，是会被阻塞的。
虽然相同范围的间隙锁是多个事务相互兼容的，但对于记录锁，我们是要考虑 X 型与 S 型关系，X 型的记录锁与 X 型的记录锁是冲突的。

插入意向锁
一个事务在插入一条记录的时候，需要判断插入位置是否已被其他事务加了间隙锁（next-key lock 也包含间隙锁）。
如果有的话，插入操作就会发生阻塞，直到拥有间隙锁的那个事务提交为止（释放间隙锁的时刻），在此期间会生成一个插入意向锁，表明有事务想在某个区间插入新记录，但是现在处于等待状态。
插入意向锁名字虽然有意向锁，但是它并不是意向锁，它是一种特殊的间隙锁，属于行级别锁。
插入意向锁与间隙锁的另一个非常重要的差别是：
尽管「插入意向锁」也属于间隙锁，但两个事务却不能在同一时间内，一个拥有间隙锁，另一个拥有该间隙区间内的插入意向锁（当然，插入意向锁如果不在间隙锁区间内则是可以的）。

2：MySQL 是怎么加锁的？

什么 SQL 语句会加行级锁？
要在查询时对记录加行级锁，可以使用下面这两个方式，这两种查询会加锁的语句称为锁定读
//对读取的记录加共享锁(S型锁)
select ... lock in share mode;
//对读取的记录加独占锁(X型锁)
select ... for update;
除了上面这两条锁定读语句会加行级锁之外，update 和 delete 操作都会加行级锁，且锁的类型都是独占锁(X型锁)。

MySQL 是怎么加行级锁的？
加锁的对象是索引，加锁的基本单位是 next-key lock，它是由记录锁和间隙锁组合而成的，next-key lock 是前开后闭区间，而间隙锁是前开后开区间。
在能使用记录锁或者间隙锁就能避免幻读现象的场景下， next-key lock 就会退化成记录锁或间隙锁。

唯一索引等值查询：
当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「记录锁」。
当查询的记录是「不存在」的，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」。

非唯一索引等值查询：
当查询的记录「存在」时，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，直到扫描到第一个不符合条件的二级索引记录就停止扫描，然后在扫描的过程中，对扫描到的二级索引记录加的是 next-key 锁，而对于第一个不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。同时，在符合查询条件的记录的主键索引上加记录锁。
当查询的记录「不存在」时，扫描到第一条不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。因为不存在满足查询条件的记录，所以不会对主键索引加锁。

非唯一索引和主键索引的范围查询的加锁规则不同之处在于：
唯一索引在满足一些条件的时候，索引的 next-key lock 退化为间隙锁或者记录锁。
非唯一索引范围查询，索引的 next-key lock 不会退化为间隙锁和记录锁。
其实理解 MySQL 为什么要这样加锁，主要要以避免幻读角度去分析，这样就很容易理解这些加锁的规则了。

还有一件很重要的事情，在线上在执行 update、delete、select ... for update 等具有加锁性质的语句，一定要检查语句是否走了索引，如果是全表扫描的话，会对每一个索引加 next-key 锁，相当于把整个表锁住了，这是挺严重的问题。

这里我们重点关注行锁，图中 LOCK_TYPE 中的 RECORD 表示行级锁，而不是记录锁的意思，通过LOCK_MODE 可以确认是 next-key 锁，还是间隙锁，还是记录锁：
如果 LOCK_MODE 为 X，说明是 X 型的 next-key 锁；
如果 LOCK_MODE 为 X, REC_NOT_GAP，说明是 X 型的记录锁；
如果 LOCK_MODE 为 X, GAP，说明是 X 型的间隙锁；

3：如何避免死锁？

死锁的四个必要条件：互斥、占有且等待、不可强占用、循环等待。只要系统发生死锁，这些条件必然成立，但是只要破坏任意一个条件就死锁就不会成立。
在数据库层面，有两种策略通过「打破循环等待条件」来解除死锁状态：
      : 设置事务等待锁的超时时间。当一个事务的等待时间超过该值后，就对这个事务进行回滚，于是锁就释设置事务等待锁的超时时间。当一个事务的等待时间超过该值后，就对这个事务进行回滚，于是锁就释时时间的，默认值时 50 秒。
      : 开启主动死锁检测。主动死锁检测在发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务，让其他事务得以开启主动死锁检测。主动死锁检测在发现死锁后，主动回滚死锁链条中的某一个事务，让其他事务得以
上面这个两种策略是「当有死锁发生时」的避免方式。
我们可以回归业务的角度来预防死锁，对订单做幂等性校验的目的是为了保证不会出现重复的订单，那我们可以回归业务的角度来预防死锁，对订单做幂等性校验的目的是为了保证不会出现重复的订单，不过有一点不好的地方就是在我们插入一个已经存在的订单记录时就会抛出异常。