由 BEGIN 开始的 IMMEDIATE 事务会尝试获取 RESERVED 锁。如果成功，BEGIN IMMEDIATE 保证没有别的连接可以写数据库。但是，别的连接可以对数据库进行读操作；但是，RESERVED 锁会阻止其它连接的 BEGIN IMMEDIATE 或者 BEGIN EXCLUSIVE 命令，当其它连接执行上述命令时，会返回 SQLITE_BUSY 错误。这时你就可以对数据库进行修改操作了，但是你还不能提交，当你 COMMIT 时，会返回 SQLITE_BUSY 错误，这意味着还有其它的读事务没有完成，得等它们执行完后才能提交事务。
EXCLUSIVE
EXCLUSIVE 事务会试着获取对数据库的 EXCLUSIVE 锁。这与 IMMEDIATE 类似，但是一旦成功，EXCLUSIVE 事务保证没有其它的连接，所以就可对数据库进行读写操作了。
死锁
如果两个以 BEGIN DEFERRED 开始事务的连接都处于 SHARED 状态，并且都在等待对方结束 SHARED 从而进入 RESERVED 的话，就会进入死锁状态。所以BEGIN DEFERRED 开始的事务是有可能产生死锁的.
Write-Ahead Logging ( >=3.7.0 )
SQLite 3.7.0 之前是不支持写的时候读得。为了能够读得时候写，引入了 Write-Ahead Logging（WAL）机制，这样可以支持一个写和多个读并发。
在引入 WAL 机制之前，SQLite 使用 rollback journal 机制实现原子事务。
rollback journal 机制的原理是：在修改数据库文件中的数据之前，先将修改所在分页中的数据备份在另外一个地方，然后才将修改写入到数据库文件中；如果事务失败，则将备份数据拷贝回来，撤销修改；如果事务成功，则删除备份数据，提交修改。
WAL 机制的原理是：修改并不直接写入到数据库文件中，而是写入到另外一个称为 WAL 的文件中；如果事务失败，WAL 中的记录会被忽略，撤销修改；如果事务成功，它将在随后的某个时间被写回到数据库文件中，提交修改。
同步 WAL 文件和数据库文件的行为被称为 checkpoint（检查点），它由 SQLite 自动执行，默认是在 WAL 文件积累到 1000 页修改的时候；当然，在适当的时候，也可以手动执行 checkpoint，SQLite 提供了相关的接口。执行 checkpoint 之后，WAL 文件会被清空。
在读的时候，SQLite 将在 WAL 文件中搜索，找到最后一个写入点，记住它，并忽略在此之后的写入点（这保证了读写和读读可以并行执行）；随后，它确定所要读的数据所在页是否在 WAL 文件中，如果在，则读 WAL 文件中的数据，如果不在，则直接读数据库文件中的数据。
在写的时候，SQLite 将之写入到 WAL 文件中即可，但是必须保证独占写入，因此写写之间不能并行执行。
WAL 在实现的过程中，使用了共享内存技术，因此，所有的读写进程必须在同一个机器上，否则，无法保证数据一致性。
优点
读和写可以完全地并发执行，不会互相阻塞（但是写之间仍然不能并发）。
WAL 在大多数情况下，拥有更好的性能（因为无需每次写入时都要写两个文件）。
磁盘I/O行为更容易被预测
缺点
访问数据库的所有程序必须在同一主机上，且支持共享内存技术。
每个数据库现在对应 3 个文件：.db，-wal，-shm。
当写入数据达到 GB 级的时候，数据库性能将下降。
3. 7.0 之前的 SQLite 无法识别启用了 WAL 机制的数据库文件。
WAL 引入的兼容性问题。在启用了 WAL 之后，数据库文件格式的版本号由 1 升级到了2，因此，3.7.0 之前的 SQLite 无法识别启用了 WAL 机制的数据库文件。禁用 WAL 会使数据库文件格式的版本号恢复到1，从而可以被 SQLite 3.7.0 之前的版本识别。
WAL 引入的性能问题。在一般情况下，WAL 会提高 SQLite 的事务性能；但是在某些极端情况下，却会导致 SQLite 事务性能的下降。
在事务执行时间较长或者要修改的数据量达到 GB 级的时候，WAL 文件会被占用，它会暂时阻止 checkpoint 的执行（checkpoint 会清空 WAL 文件），这将导致 WAL 文件变得很大，增加寻址时间，最终导致读写性能的下降。
当 checkpoint 执行的时候，会降低当时的读写性能，因此，WAL 可能会导致周期性的性能下降