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mysql一般不会死锁，除非程序有问题。性能优先事务不优先的数据库（设置）不要追求可靠性万无一失。
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网站性能问题主要是数据库量大了以后，查询扫描硬盘而产生的。其它性能不要太在意。编写代码的时候不要坚持性能原则，而是坚持可用性原则。初学者编写代码通常容易面向性能，但是一个项目的一个页面几百、几千行代码是很常见的。要面向可用性、可维护性、可读性。这是项目原则。你看看java语言。对于网站，除了查询扫描硬盘而产生的时间延迟，其它是不管的，只要不算有问题就可以。
连接方式是否为永久连接，在访问量未达到高并发之前，还是非永久链接更好。非永久连接的资源消耗是不大于永久连接的，因为mysql是把连接权限缓存的，不会多次扫描硬盘，性能是可执行级别的而不是查找数据级别的。在访问量达到高并发之后，性能问题的原因是多方面的，多环节的，是否为永久连接不是主要原因。
数据库系统实现了各种死锁检测和死锁超时机制，越复杂的系统，比如InnoDB存储引擎，越能检测到死锁的循环依赖，并立即返回一个错误。
索引 KEY_TSKTASK_MONTIME (STATUS_ID MON_TIME)
分析 涉及的两条语句应该不会涉及相同的TSK_TASK记录 那为什么会造成死锁呢？
查询MySQL官网文档 发现这跟MySQL的索引机制有关 MySQL的InnoDB引擎是行级锁 我原来的理解是直接对记录进行锁定 实际上并不是这样的
要点如下:
不是对记录进行锁定 而是对索引进行锁定
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 会锁定所有主键大于等于 的所有记录 在该语句完成之前 你就不能对主键等于 的记录进行操作
当非簇索引(non cluster index)记录被锁定时 相关的簇索引(cluster index)记录也需要被锁定才能完成相应的操作
再分析一下发生问题的两条SQL语句 就不难找到问题所在了
当 update TSK_TASK set STATUS_ID= UPDATE_TIME=now () where STATUS_ID= and MON_TIME
假设 update TSK_TASK set STATUS_ID= UPDATE_TIME=now () where ID in ( ) 几乎同时执行时 本语句首先锁定簇索引(主键) 由于需要更新STATUS_ID的值 所以还需要锁定KEY_TSKTASK_MONTIME 的某些索引记录
这样第一条语句锁定了KEY_TSKTASK_MONTIME 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_MONTIME 的记录 在此情况下 死锁就产生了
笔者通过拆分第一条语句解决死锁问题
先查出符合条件的ID select ID from TSK_TASK where STATUS_ID= and MON_TIME date_sub(now() INTERVAL minute) 然后再更新状态 update TSK_TASK set STATUS_ID= where ID in (… )
至此 死锁问题彻底解决
lishixinzhi/Article/program/MySQL/201311/29601
可直接在mysql命令行执行：show engine innodb status\G; 查看造成死锁的sql语句，分析索引情况，然后优化sql然后show processlist;另外可以打开慢查询日志，linux下打开需在my.cnf的[mysqld]里面加上以下内容：
官方定义如下：两个事务都持有对方需要的锁，并且在等待对方释放，并且双方都不会释放自己的锁。
这个就好比你有一个人质，对方有一个人质，你们俩去谈判说换人。你让对面放人，对面让你放人。
看到这里，也许你会有这样的疑问，事务和谈判不一样，为什么事务不能使用完锁之后立马释放呢？居然还要操作完了之后一直持有锁？这就涉及到 MySQL 的并发控制了。
MySQL的并发控制有两种方式，一个是 MVCC，一个是两阶段锁协议。那么为什么要并发控制呢？是因为多个用户同时操作 MySQL 的时候，为了提高并发性能并且要求如同多个用户的请求过来之后如同串行执行的一样（ 可串行化调度 ）。具体的并发控制这里不再展开。咱们继续深入讨论两阶段锁协议。
官方定义：
对应到 MySQL 上分为两个阶段：
就是说呢，只有遵循两段锁协议，才能实现 可串行化调度 。
但是两阶段锁协议不要求事务必须一次将所有需要使用的数据加锁，并且在加锁阶段没有顺序要求，所以这种并发控制方式会形成死锁。
MySQL有两种死锁处理方式：
由于性能原因，一般都是使用死锁检测来进行处理死锁。
死锁检测的原理是构建一个以事务为顶点、锁为边的有向图，判断有向图是否存在环，存在即有死锁。
检测到死锁之后，选择插入更新或者删除的行数最少的事务回滚，基于 INFORMATION_SCHEMA.INNODB_TRX 表中的 trx_weight 字段来判断。
MySQL如何处理死锁
多线程开启事务处理。每个事务有多个update操作和一个insert操作（都在同一张表）。
默认隔离级别：Repeatable Read
只有hotel_id=2和hotel_id=11111的数据
逻辑删除原有数据
插入新的数据
根据现有数据情况，update的时候没有数据被更新
报了非常多一样的错
发现居然有死锁。
根据常识考虑，我每个线程（事务）更新的数据都不冲突，为什么会产生死锁？
带着这个问题，打印mysql最近一次的死锁信息
show engine innodb status
显示如下
发现事务1在等待一个锁
事务2也在等待一个锁
而且事物2持有了事物1需要的锁
关于锁的描述，出现了 lock_mode ， gap before rec ， insert intention 等字眼，看不懂说明了什么？说明我关于mysql的锁相关的知识储备还不够。那就开始调查mysql的锁相关知识。
通过搜索引擎，
锁的持有兼容程度如下表
那么再回到死锁日志，可以知道 :
事务1正在获取插入意向锁
事务2正在获取插入意向锁，持有排他gap锁
再看我们上面的锁兼容表格，可以知道， gap lock和insert intention lock是不兼容的
那么就可以推断出： 事务1持有gap lock，等待事务2的insert intention lock释放；事务2持有gap lock，等待事务1的insert intention lock释放，从而导致死锁。
那么新的问题就来了，事务1的intention lock 为什么会和事务2的gap lock 有交集，或者说，事务1要插入的数据的位置为什么会被事务2给锁住？
让我回顾一下gap lock的定义：
间隙锁，锁定一个范围，但不包括记录本身。GAP锁的目的，是为了防止同一事务的两次当前读，出现幻读的情况
那为什么是gap lock，gap lock到底是基于什么逻辑锁的记录？发现自己相关的知识储备还不够。那就开始调查。
调查后发现，当当前索引是一个 普通索引 的时候，会加一个gap lock来防止幻读， 此gap lock 会锁住一个左开右闭的区间。 假设索引为xx_idx（xx_id），数据分布为1,4,6,8,12，当更新xx_id=9的时候，这个时候gap lock的锁定记录区间就是(8，12]，也就是锁住了xxid in (9,10,11,12)的数据，当有其他事务要插入xxid in (9,10,11,12)的数据时，就会处于等待获取锁的状态。
ps：当前索引不是普通索引，而且是唯一索引等其他情况，请参考下面资料
MySQL 加锁处理分析
回到我自己的案例中，重新屡一下事务1的执行过程：
因为普通索引
KEY hotel_date_idx ( hotel_id , rate_date )
的关系 这段sql会获取一个gap lock，范围(2,11111]
这段sql会获取一个insert intention lock （waiting）
再看事务2的执行过程
因为普通索引
KEY hotel_date_idx ( hotel_id , rate_date )
的关系 这段sql也会获取一个gap lock，范围也是(2,11111]（根据前面的知识，gap lock之间会互相兼容，可以一起持有锁的）
这段sql也会获取一个insert intention lock （waiting）
看到这里，基本也就破案了。因为普通索引的关系，事务1和事务2的gap lock的覆盖范围太广，导致其他事务无法插入数据。
重新梳理一下：
所以从结果来看，一堆事务被回滚，只有10007数据被更新成功
gap lock 导致了并发处理的死锁
在mysql默认的事务隔离级别（repeatable read）下，无法避免这种情况。只能把并发处理改成同步处理。或者从业务层面做处理。
共享锁、排他锁、意向共享、意向排他
record lock、gap lock、next key lock、insert intention lock
show engine innodb status
