线程等待时记录。
读锁是：当某一进程对某张表进行读操作时（select），其他线程也可以读，但是不能写。简单的理解就是，我读的时候你不能写。...写锁是：当某一进程对某种表某张表的写时（insert，update，，delete），其他线程不能写也不能读。可以理解为，我写的时候，你不能读，也不能写。...当concurrent_insert为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都可以在末尾插入记录 事务1 事务2 mysql> lock table first_test read local;Query...锁调度 在MyISAM中当一个进程请求某张表的读锁，而另一个进程同时也请求写锁，Mysql会先让后者获得写锁。即使读请求比写请求先到达锁等待队列，写锁也会插入到读锁之前。...但是上面的处理办法造成的原因就是当遇到复杂的查询语句时，写请求可能很难获取到锁，这是一个很纠结的问题，所以我们一般避免使用复杂的查询语句，如果如法避免，则可以再数据库空闲阶段（深夜）执行。
以下是线程池设计的一些关键点： 线程复用：线程池维护一组线程，当任务提交给线程池时，线程池会尝试将任务分配给已有的空闲线程，而不是每次都创建新线程。...任务队列：线程池通常包含一个任务队列，当所有线程都忙碌时，新提交的任务会被放入队列中等待执行。 线程生命周期管理：线程池可以自动管理线程的生命周期，包括线程的创建、执行任务、空闲等待以及销毁。...适用场景：当整个方法需要同步执行时。 代码块锁： 特点：锁定一段特定的代码块。 适用场景：当只有部分代码需要同步执行时。 3....7.在使用Union操作符时，应该考虑是否可以使用Union ALL来代替，因为Union操作符在进行结果合并时，会对产生的结果进行排序运算，删除重复记录，对于没有该需求的应用应使用Union ALL，...，否则将无法使用该联合索引； 13.From子句中表的出现顺序同样会对SQL语句的执行性能造成影响，From子句在解析时是从后向前的，即写在末尾的表将被优先处理，应该选择记录较少的表作为基表放在后面，同时如果出现
在UPDATE、DELETE操作时，MySQL不仅锁定WHERE条件扫描过的所有索引记录，而且会锁定相邻的键值，即所谓的next-key locking。...当两个事务同时执行，一个锁住了主键索引，在等待其他相关索引。另一个锁定了非主键索引，在等待主键索引。这样就会发生死锁。...LOCK IN SHARE MODE; 在查询语句后面增加LOCK IN SHARE MODE，Mysql会对查询结果中的每行都加共享锁，当没有其他线程对查询结果集中的任何一行使用排他锁时，可以成功申请共享锁...FOR UPDATE; 在查询语句后面增加FOR UPDATE，Mysql会对查询结果中的每行都加排他锁，当没有其他线程对查询结果集中的任何一行使用排他锁时，可以成功申请排他锁，否则会被阻塞。...一般的实现乐观锁的方式就是记录数据版本。 数据版本,为数据增加的一个版本标识。当读取数据时，将版本标识的值一同读出，数据每更新一次，同时对版本标识进行更新。
死锁示例 死锁问题是多线程特有的问题，它可以被认为是线程间切换消耗系统性能的一种极端情况。在死锁时，线程间相互等待资源，而又不释放自身的资源，导致无穷无尽的等待，其结果是系统任务永远无法执行完成。...但是当它试着向第二个对象获取封锁时，它就会进入等待状态，因为它已经被另一个线程封锁住了。这样，在线程引起死锁的过程中，就形成了一个依赖于资源的循环。...在 UPDATE、DELETE 操作时，MySQL 不仅锁定 WHERE 条件扫描过的所有索引记录，而且会锁定相邻的键值，即所谓的 next-key locking； 如语句 UPDATE TSK_TASK...SET UPDATE_TIME = NOW() WHERE ID > 10000 会锁定所有主键大于等于 1000 的所有记录，在该语句完成之前，你就不能对主键等于 10000 的记录进行操作；当非簇索引...这样第一条语句锁定了 KEY_TSKTASK_MONTIME2 的记录，等待主键索引，而第二条语句则锁定了主键索引记录，而等待 KEY_TSKTASK_MONTIME2 的记录，这样死锁就产生了。
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允许在一个线程读表的同时，另一个线程从表尾插入记录。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。...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。...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。...lock_rec：当 LOCK_TYPE=’RECORD’ 时，表示一堆页面中锁定行的数量，亦即被锁定的记录号；否则为 NULL。
所以,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,知道锁被释放为止。...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允许在一个线程读表的同时，另一个线程从表尾插入记录。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。...在判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录，此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待， 当第1个线程提交后，第2个线程如因为主键值重复，会出现异常。
当两个事务同时执行时， 一个锁住了主键索引，在等待其他索引； 另一个锁住了非主键索引，在等待主键索引， 这样就可能会发生死锁。...Lock的组合」 锁定数据前后范围，并且锁定记录本身，RR隔离级别支持 「在RR隔离级别，InnoDB对于行的查询都是采用【Next-Key Lock】的组合锁定算法」，但是「在查询的列是唯一索引...「特点」 不加锁，即使没有线程被阻塞的情况下实现变量的同步，也叫非阻塞同步 CAS算法涉及到三个操作数 「当且仅当V的值等于A时，CAS通过原子方式用新值B来更新V的值，否则不会执行任何操作」...此时，当线程1通过CAS操作进行新值写入虽然可以成功，而实际上线程1执行CAS操作时预期值的A 和读取该变量当前值的A已经不是同一个了，后者是线程2修改的 「CPU开销大」 虽然CAS算法是非阻塞的...「解决方案」 在同一个事务中，尽量一次锁定需要的所有资源 将每个资源编号，通过资源编号的线性顺序来预防死锁，当一个进程占有编号为i的资源时，那么它下一次只能申请编号大于i的资源。
b、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。...c、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。...当线程发布另一个LOCK TABLES时，或当与服务器的连接被关闭时，所有由当前线程锁定的表被隐含地解锁。 表锁定只用于防止其它客户端进行不正当地读取和写入。...您可以使用LOW_PRIORITY WRITE锁定来允许其它线程在该线程正在等待WRITE锁定时获得READ锁定。...当线程已经获得WRITE锁定，并正在等待得到锁定表清单中的用于下一个表的锁定时，所有其它线程会等待WRITE锁定被释放。如果这成为对于应用程序的严重的问题，则您应该考虑把部分表转化为事务安全型表。
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。...很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据。在某些场景下这可能会对性能造成很大的危害。...（4）在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录情况下，两个线程都会加锁成功。...（5）当隔离级别为READ COMMITTED时，如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。...此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁。这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。
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。 总结：表锁，读锁会阻塞写，不会阻塞读。而写锁则会把读写都阻塞。...很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据。在某些场景下这可能会对性能造成很大的危害。...（4）在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT…FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录情况下，两个线程都会加锁成功。...（5）当隔离级别为READ COMMITTED时，如果两个线程都先执行SELECT…FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。...此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁。这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。
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。 总结：表锁，读锁会阻塞写，不会阻塞读。而写锁则会把读写都阻塞。...很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，即使某些不存在的键值也会被无辜的锁定，而造成在锁定的时候无法插入锁定键值范围内的任何数据。在某些场景下这可能会对性能造成很大的危害。...（4）在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录情况下，两个线程都会加锁成功。...（5）当隔离级别为READ COMMITTED时，如果两个线程都先执行SELECT...FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。...此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁。这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。
也就是说当一个线程访问同步方法时，其他线程访问这个方法将会被阻塞(等待锁)。...在效率上，相对更高。 技巧 为了尽可能的保证程序的性能，所以使用了同步块，在进行输出语句的调用时，并不会将当前对象锁定。...众所周知，Java 在 I/O 方面的处理是比较慢的，因此在同步的语句当中，我们应当尽量的将 I/O 语句移出同步块(当然还包括一些其它处理较慢的语句)。...当多个线程调用同一个方法时，锁定对象不变的情况下，需同步执行。...当多线程并发访问同一个同步代码时，首先会进入 _EntryList，当线程获取锁标记后，monitor 中的 _Owner 记录此线程，并在 monitor 中的计数器执行递增计算（+1），代表锁定，其他线程在
在释放锁之前，其他会话都无法访问它。 当持有写锁时，其他会话对该表的锁请求会被阻止。 LOW_PRIORITY 修饰符无效。...当获得锁时，会话只能访问被锁定的表。...当有线程在执行 SELECT 语句（ 加 MDL 读锁）的期间，如果有其他线程要更改该表的结构（ 申请 MDL 写锁），那么将会被阻塞，直到执行完 SELECT 语句（ 释放 MDL 读锁）。...在连续模式下时，如果 INSERT 语句能够提前确定插入的数据量，则可以不用获取自增锁。...不仅如此，在执行以下 SQL 时，也会陷入阻塞等待： INSERT INTO table VALUES(100, 30, 'Tom'); 那么我们就可以得知，在根据非唯一索引对记录行进行 UPDATE
...from film_text 释放锁 unlock tables 等待 获得锁，更新成功 2.3 tips 当使用lock tables时,不仅需要一次锁定用到的所有表 且同一表在SQL语句中出现多少次...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。...在事务中，如果要更新记录,应该直接申请排他锁，而不应该先申请共享锁 在可重复读下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT...ROR UPDATE加排他写锁 在没有符合该记录情况下，两个线程都会加锁成功...程序发现记录尚不存在，就试图插入一条新记录，如果两个线程都这么做，就会出现死锁 这种情况下，将隔离级别改成READ COMMITTED，就可以避免问题 当隔离级别为READ COMMITED时，如果两个线程都先执行...此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第１个线程提交后，第２个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁！这时如果有第３个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。
数据库的世界亦是如此，多个请求同时修改同一条数据记录，数据库必须需要一种机制去把多个请求来顺序化，或者理解为同一条数据记录同一时间只能被一个请求修改。...当数据库准备更新数据时，它首先对数据对象作更新锁锁定，这样数据将不能被修改，但可以读取。等到确定要进行更新数据操作时，他会自动将更新锁换为独占锁，当对象上有其他锁存在时，无法对其加更新锁。...所以取了折衷的页级，一次锁定相邻的一组记录。...这里要强调一点，无论什么数据库对数据加锁，都需要资源的消耗，因此锁的数量其实是有上限的，当锁数量到达这个上限会自动进行锁力度的升级，用更大力度的锁来代替多个小力度的锁。...由于数据进行加锁，期间对该数据进行读写的其他线程都会进行等待。
数据库的世界亦是如此，多个请求同时修改同一条数据记录，数据库必须需要一种机制去把多个请求来顺序化，或者理解为同一条数据记录同一时间只能被一个请求修改。...当数据库准备更新数据时，它首先对数据对象作更新锁锁定，这样数据将不能被修改，但可以读取。等到确定要进行更新数据操作时，他会自动将更新锁换为独占锁，当对象上有其他锁存在时，无法对其加更新锁。...所以取了折衷的页级，一次锁定相邻的一组记录。...这里要强调一点，无论什么数据库对数据加锁，都需要资源的消耗，因此锁的数量其实是有上限的，当锁数量到达这个上限会自动进行锁力度的升级，用更大力度的锁来代替多个小力度的锁。 乐观锁和悲观锁 乐观锁 ?...由于数据进行加锁，期间对该数据进行读写的其他线程都会进行等待。 总结 ?
对于 SERIALIZABLE级别，搜索在遇到的索引记录上设置共享的临键锁。但是，对于使用唯一索引锁定行来搜索唯一行的语句，只需要索引记录锁。对于SELECT ......FOR UPDATE对搜索遇到的每个记录设置独占的临键锁锁定。但是，对于使用唯一索引锁定行来搜索唯一行的语句，只需要索引记录锁。 对于搜索遇到的索引记录， SELECT ......WHERE ...对搜索遇到的每个记录设置独占的临键锁锁定。但是，对于使用唯一索引锁定行来搜索唯一行的语句，只需要索引记录锁。当UPDATE修改聚集索引记录时，将对受影响的辅助索引记录进行隐式锁定。...WHERE ...对搜索遇到的每个记录设置独占的临键锁锁定。但是，对于使用唯一索引锁定行来搜索唯一行的语句，只需要索引记录锁。INSERT在插入的行上设置排它锁。...一般只有两种方案：锁超时机制：事务/线程在等待锁时，超出一定时间后自动放弃等待并返回。外力介入打破僵局：第三者介入，将死锁情况中的某个事务/线程强制结束，让其他事务继续执行。
当锁定一个类时，实际上锁定了那个类的类对象。 Java对象的对象头 在HotSpot虚拟机中，Java对象在内存中存储的布局分为3块区域：对象头、实例数据和对齐填充。...当使用synchronized修饰方法或修饰语句块时(即获取对象锁或类锁时)，对象(类实例对象或类的类对象)的对象头中锁状态处于重量级锁，此时锁标志位为10，其余30bit用于存储指向互斥量(重量级锁)...修饰的方法或语句块时，先进入_EntryList中，当某个线程获取到对象的monitor后，把monitor对象中的_owner变量设置为当前线程，同时monitor对象中的计数器_count加1，当前线程获取同步锁成功...当synchronized修饰的方法或语句块中的线程调用wait()方法时，当前线程将释放持有的monitor对象，monitor对象中的_owner变量赋值为null，同时，monitor对象中的_count...一个线程可以多次锁定同一个对象。对于每个对象，JVM维护对象被锁定的次数的计数。未加锁的对象的计数为零。当线程第一次获得锁时，计数将增加到1。每次线程获取同一个对象上的锁时，都会增加一个计数。
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