请教mysql中innodb型数据表如何行锁定。

optix

能否举例告诉。

tonera

呵呵。自动锁定。
InnoDB 中的隔离级详细描述：

READ UNCOMMITTED 这通常称为 'dirty read'：non-locking SELECTs 的执行使我们不会看到一个记录的可能更早的版本；因而在这个隔离度下是非 'consistent' reads；另外，这级隔离的运作如同 READ COMMITTED。
READ COMMITTED 有些类似 Oracle 的隔离级。所有 SELECT ... FOR UPDATE 和 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 语句只锁定索引记录，而不锁定之前的间隙，因而允许在锁定的记录后自由地插入新记录。以一个唯一地搜索条件使用一个唯一索引(unique index)的 UPDATE 和 DELETE，仅仅只锁定所找到的索引记录，而不锁定该索引之前的间隙。但是在范围型的 UPDATE and DELETE 中，InnoDB 必须设置 next-key 或 gap locks 来阻塞其它用户对范围内的空隙插入。 自从为了 MySQL 进行复制(replication)与恢复(recovery)工作'phantom rows'必须被阻塞以来，这就是必须的了。Consistent reads 运作方式与 Oracle 有点类似： 每一个 consistent read，甚至是同一个事务中的，均设置并作用它自己的最新快照。
REPEATABLE READ 这是 InnoDB 默认的事务隔离级。. SELECT ... FOR UPDATE, SELECT ... LOCK IN SHARE MODE, UPDATE, 和 DELETE ，这些以唯一条件搜索唯一索引的，只锁定所找到的索引记录，而不锁定该索引之前的间隙。 否则这些操作将使用 next-key 锁定，以 next-key 和 gap locks 锁定找到的索引范围，并阻塞其它用户的新建插入。在 consistent reads 中，与前一个隔离级相比这是一个重要的差别： 在这一级中，同一事务中所有的 consistent reads 均读取第一次读取时已确定的快照。这个约定就意味着如果在同一事务中发出几个无格式(plain)的 SELECTs ，这些 SELECTs 的相互关系是一致的。
SERIALIZABLE 这一级与上一级相似，只是无格式(plain)的 SELECTs 被隐含地转换为 SELECT ... LOCK IN SHARE MODE。

如：
SELECT * FROM PARENT WHERE NAME = 'Jones' LOCK IN SHARE MODE;

optix

再请问。如何解除锁定.如何判断某行是否锁定？

tonera

事务完成后自动解除锁定.

可以通过下列语句查询全局和当前会话的事务隔离级：
SELECT @@global.tx_isolation;
SELECT @@tx_isolation;

optix

假如我有一个表。里面的某条记录如果被A正在update，假如B这个时候也选中这个记录进行update我不想让B的update在A的update结束后执行

。而是某条记录在被修改的时候，程序通过判断该记录已经被锁定。B就不能操作这个记录（update，delete）。应该如何做？

tonera

这样的话我就不知道了.
也许你只能去问计算机了.

我想,如果你能知道某条记录正被锁定的话,那就可能是个死锁了.

optix

再请问，我的程序需要实现如下功能。既然锁定不能满足我的要求，怎么做呢？
我的表需要被n个用户同时使用，但是其中的某条记录被一个用户选中以后别人就不能再选用。这个用户在选中这个记录何更新这个记录之间有一段时间。如何确保在这段时间内别的用户不能占用这个记录？这个如何做到？

optix

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