是不是很多人都對 MySQL 加行級鎖的規則搞的迷迷糊糊，對記錄一會加的是 next-key 鎖，一會加是間隙鎖，一會又是記錄鎖。

坦白說，確實還挺復雜的，但是好在我找點了點規律，也知道如何如何用命令分析加了什么類型的行級鎖。

為了說清楚這三件事情：

1、MySQL 是怎么加行級鎖的？有什么規則？

2、為什么MySQL 要這么加行級鎖？

3、如何用命令分析加了什么行級鎖？

什么 SQL 語句會加行級鎖？

InnoDB 引擎是支持行級鎖的，而 MyISAM 引擎并不支持行級鎖，所以后面的內容都是基于 InnoDB 引擎 的。

所以，在說 MySQL 是怎么加行級鎖的時候，其實是在說 InnoDB 引擎是怎么加行級鎖的。

普通的 select 語句是不會對記錄加鎖的，因為它屬于快照讀，是通過 MVCC（多版本并發控制）實現的。

如果要在查詢時對記錄加行級鎖，可以使用下面這兩個方式，這兩種查詢會加鎖的語句稱為鎖定讀。

//對讀取的記錄加共享鎖(S型鎖)
select...lockinsharemode;

//對讀取的記錄加獨占鎖(X型鎖)
select...forupdate;

上面這兩條語句必須在一個事務中，因為當事務提交了，鎖就會被釋放，所以在使用這兩條語句的時候，要加上 begin 或者 start transaction 開啟事務的語句。

**除了上面這兩條鎖定讀語句會加行級鎖之外，update 和 delete 操作都會加行級鎖，且鎖的類型都是獨占鎖(X型鎖)**。

//對操作的記錄加獨占鎖(X型鎖)
updaettable....whereid=1;

//對操作的記錄加獨占鎖(X型鎖)
deletefromtablewhereid=1;

共享鎖（S鎖）滿足讀讀共享，讀寫互斥。獨占鎖（X鎖）滿足寫寫互斥、讀寫互斥。

行級鎖有哪些種類？

不同隔離級別下，行級鎖的種類是不同的。

在讀已提交隔離級別下，行級鎖的種類只有記錄鎖，也就是僅僅把一條記錄鎖上。

在可重復讀隔離級別下，行級鎖的種類除了有記錄鎖，還有間隙鎖（目的是為了避免幻讀），所以行級鎖的種類主要有三類：

Record Lock，記錄鎖，也就是僅僅把一條記錄鎖上；

Gap Lock，間隙鎖，鎖定一個范圍，但是不包含記錄本身；

Next-Key Lock：Record Lock + Gap Lock 的組合，鎖定一個范圍，并且鎖定記錄本身。

接下來，分別介紹這三種行級鎖。

Record Lock

Record Lock 稱為記錄鎖，鎖住的是一條記錄。而且記錄鎖是有 S 鎖和 X 鎖之分的：

當一個事務對一條記錄加了 S 型記錄鎖后，其他事務也可以繼續對該記錄加 S 型記錄鎖（S 型與 S 鎖兼容），但是不可以對該記錄加 X 型記錄鎖（S 型與 X 鎖不兼容）;

當一個事務對一條記錄加了 X 型記錄鎖后，其他事務既不可以對該記錄加 S 型記錄鎖（S 型與 X 鎖不兼容），也不可以對該記錄加 X 型記錄鎖（X 型與 X 鎖不兼容）。

舉個例子，當一個事務執行了下面這條語句：

mysql>begin;
mysql>select*fromt_testwhereid=1forupdate;

事務會對表中主鍵 id = 1 的這條記錄加上 X 型的記錄鎖，如果這時候其他事務對這條記錄進行刪除或者更新操作，那么這些操作都會被阻塞。

注意，其他事務插入一條 id = 1 的新記錄并不會被阻塞，而是會報主鍵沖突的錯誤，這是因為主鍵有唯一性的約束。

當事務執行 commit 后，事務過程中生成的鎖都會被釋放。

Gap Lock

Gap Lock 稱為間隙鎖，只存在于可重復讀隔離級別，目的是為了解決可重復讀隔離級別下幻讀的現象。

假設，表中有一個范圍 id 為（3，5）間隙鎖，那么其他事務就無法插入 id = 4 這條記錄了，這樣就有效的防止幻讀現象的發生。

間隙鎖雖然存在 X 型間隙鎖和 S 型間隙鎖，但是并沒有什么區別，間隙鎖之間是兼容的，即兩個事務可以同時持有包含共同間隙范圍的間隙鎖，并不存在互斥關系，因為間隙鎖的目的是防止插入幻影記錄而提出的。

Next-Key Lock

Next-Key Lock 稱為臨鍵鎖，是 Record Lock + Gap Lock 的組合，鎖定一個范圍，并且鎖定記錄本身。

假設，表中有一個范圍 id 為（3，5] 的 next-key lock，那么其他事務即不能插入 id = 4 記錄，也不能修改和刪除 id = 5 這條記錄。

所以，next-key lock 即能保護該記錄，又能阻止其他事務將新記錄插入到被保護記錄前面的間隙中。

next-key lock 是包含間隙鎖+記錄鎖的，如果一個事務獲取了 X 型的 next-key lock，那么另外一個事務在獲取相同范圍的 X 型的 next-key lock 時，是會被阻塞的。

比如，一個事務持有了范圍為 (1, 10] 的 X 型的 next-key lock，那么另外一個事務在獲取相同范圍的 X 型的 next-key lock 時，就會被阻塞。

雖然相同范圍的間隙鎖是多個事務相互兼容的，但對于記錄鎖，我們是要考慮 X 型與 S 型關系，X 型的記錄鎖與 X 型的記錄鎖是沖突的。

MySQL 是怎么加行級鎖的？

行級鎖加鎖規則比較復雜，不同的場景，加鎖的形式是不同的。

加鎖的對象是索引，加鎖的基本單位是 next-key lock，它是由記錄鎖和間隙鎖組合而成的，next-key lock 是前開后閉區間，而間隙鎖是前開后開區間。

但是，next-key lock 在一些場景下會退化成記錄鎖或間隙鎖。

那到底是什么場景呢？總結一句，在能使用記錄鎖或者間隙鎖就能避免幻讀現象的場景下， next-key lock 就會退化成退化成記錄鎖或間隙鎖。

這次會以下面這個表結構來進行實驗說明：

CREATETABLE`user`(
`id`bigintNOTNULLAUTO_INCREMENT,
`name`varchar(30)COLLATEutf8mb4_unicode_ciNOTNULL,
`age`intNOTNULL,
PRIMARYKEY(`id`),
KEY`index_age`(`age`)USINGBTREE
)ENGINE=InnoDBDEFAULTCHARSET=utf8mb4COLLATE=utf8mb4_unicode_ci;

其中，id 是主鍵索引（唯一索引），age 是普通索引（非唯一索引），name 是普通的列。

表中的有這些行記錄：

這次實驗環境的 MySQL 版本是 8.0.26，隔離級別是「可重復讀」。

不同版本的加鎖規則可能是不同的，但是大體上是相同的。

唯一索引等值查詢

當我們用唯一索引進行等值查詢的時候，查詢的記錄存不存在，加鎖的規則也會不同：

當查詢的記錄是「存在」的，在索引樹上定位到這一條記錄后，將該記錄的索引中的 next-key lock 會退化成「記錄鎖」。

當查詢的記錄是「不存在」的，在索引樹找到第一條大于該查詢記錄的記錄后，將該記錄的索引中的 next-key lock 會退化成「間隙鎖」。

接下里用兩個案例來說明。

1、記錄存在的情況

假設事務 A 執行了這條等值查詢語句，查詢的記錄是「存在」于表中的。

mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereid=1forupdate;
+----+--------+-----+
|id|name|age|
+----+--------+-----+
|1|路飛|19|
+----+--------+-----+
1rowinset(0.02sec)

那么，事務 A 會為 id 為 1 的這條記錄就會加上 X 型的記錄鎖。

接下來，如果有其他事務，對 id 為 1 的記錄進行更新或者刪除操作的話，這些操作都會被阻塞，因為更新或者刪除操作也會對記錄加 X 型的記錄鎖，而 X 鎖和 X 鎖之間是互斥關系。

比如，下面這個例子：

因為事務 A 對 id = 1的記錄加了 X 型的記錄鎖，所以事務 B 在修改 id=1 的記錄時會被阻塞，事務 C 在刪除 id=1 的記錄時也會被阻塞。

有什么命令可以分析加了什么鎖？

我們可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句，查看事務執行 SQL 過程中加了什么鎖。

我們以前面的事務 A 作為例子，分析下下它加了什么鎖。

從上圖可以看到，共加了兩個鎖，分別是：

表鎖：X 類型的意向鎖；

行鎖：X 類型的記錄鎖；

這里我們重點關注行級鎖，圖中 LOCK_TYPE 中的 RECORD 表示行級鎖，而不是記錄鎖的意思。

通過 LOCK_MODE 可以確認是 next-key 鎖，還是間隙鎖，還是記錄鎖：

如果 LOCK_MODE 為 X，說明是 next-key 鎖；

如果 LOCK_MODE 為 X, REC_NOT_GAP，說明是記錄鎖；

如果 LOCK_MODE 為 X, GAP，說明是間隙鎖；

因此，此時事務 A 在 id = 1 記錄的主鍵索引上加的是記錄鎖，鎖住的范圍是 id 為 1 的這條記錄。這樣其他事務就無法對 id 為 1 的這條記錄進行更新和刪除操作了。

從這里我們也可以得知，加鎖的對象是針對索引，因為這里查詢語句掃描的 B+ 樹是聚簇索引樹，即主鍵索引樹，所以是對主鍵索引加鎖。將對應記錄的主鍵索引加 記錄鎖后，就意味著其他事務無法對該記錄進行更新和刪除操作了。

為什么唯一索引等值查詢并且查詢記錄存在的場景下，該記錄的索引中的 next-key lock 會退化成記錄鎖？

原因就是在唯一索引等值查詢并且查詢記錄存在的場景下，僅靠記錄鎖也能避免幻讀的問題。

幻讀的定義就是，當一個事務前后兩次查詢的結果集，不相同時，就認為發生幻讀。所以，要避免幻讀就是避免結果集某一條記錄被其他事務刪除，或者有其他事務插入了一條新記錄，這樣前后兩次查詢的結果集就不會出現不相同的情況。

由于主鍵具有唯一性，所以其他事務插入 id = 1 的時候，會因為主鍵沖突，導致無法插入 id = 1 的新記錄。這樣事務 A 在多次查詢 id = 1 的記錄的時候，不會出現前后兩次查詢的結果集不同，也就避免了幻讀的問題。

由于對 id = 1 加了記錄鎖，其他事務無法刪除該記錄，這樣事務 A 在多次查詢 id = 1 的記錄的時候，不會出現前后兩次查詢的結果集不同，也就避免了幻讀的問題。

2、記錄不存在的情況

假設事務 A 執行了這條等值查詢語句，查詢的記錄是「不存在」于表中的。

mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereid=2forupdate;
Emptyset(0.03sec)

接下來，通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句，查看事務執行 SQL 過程中加了什么鎖。

從上圖可以看到，共加了兩個鎖，分別是：

表鎖：X 類型的意向鎖；

行鎖：X 類型的間隙鎖；

因此，此時事務 A 在 id = 5 記錄的主鍵索引上加的是間隙鎖，鎖住的范圍是 (1, 5)。

接下來，如果有其他事務插入 id 值為 2、3、4 這一些記錄的話，這些插入語句都會發生阻塞。

注意，如果其他事務插入的 id = 1 或者 id = 5 的記錄話，并不會發生阻塞，而是報主鍵沖突的錯誤，因為表中已經存在 id = 1 和 id = 5 的記錄了。

比如，下面這個例子：

因為事務 A 在 id = 5 記錄的主鍵索引上加了范圍為 (1, 5) 的 X 型間隙鎖，所以事務 B 在插入一條 id 為 3 的記錄時會被阻塞住，即無法插入 id = 3 的記錄。

間隙鎖的范圍(1, 5) ，是怎么確定的？

根據我的經驗，如果 LOCK_MODE 是 next-key 鎖或者間隙鎖，那么 LOCK_DATA 就表示鎖的范圍「右邊界」，此次的事務 A 的 LOCK_DATA 是 5。

然后鎖范圍的「左邊界」是表中 id 為 5 的上一條記錄的 id 值，即 1。

因此，間隙鎖的范圍(1, 5)。

為什么唯一索引等值查詢并且查詢記錄「不存在」的場景下，在索引樹找到第一條大于該查詢記錄的記錄后，要將該記錄的索引中的 next-key lock 會退化成「間隙鎖」？

原因就是在唯一索引等值查詢并且查詢記錄不存在的場景下，僅靠間隙鎖就能避免幻讀的問題。

為什么 id = 5 記錄上的主鍵索引的鎖不可以是 next-key lock？如果是 next-key lock，就意味著其他事務無法刪除 id = 5 這條記錄，但是這次的案例是查詢 id = 2 的記錄，只要保證前后兩次查詢 id = 2 的結果集相同，就能避免幻讀的問題了，所以即使 id =5 被刪除，也不會有什么影響，那就沒必須加 next-key lock，因此只需要在 id = 5 加間隙鎖，避免其他事務插入 id = 2 的新記錄就行了。

為什么不可以針對不存在的記錄加記錄鎖？鎖是加在索引上的，而這個場景下查詢的記錄是不存在的，自然就沒辦法鎖住這條不存在的記錄。

唯一索引范圍查詢

范圍查詢和等值查詢的加鎖規則是不同的。

當唯一索引進行范圍查詢時，會對每一個掃描到的索引加 next-key 鎖，然后如果遇到下面這些情況，會退化成記錄鎖或者間隙鎖：

情況一：針對「大于等于」的范圍查詢，因為存在等值查詢的條件，那么如果等值查詢的記錄是存在于表中，那么該記錄的索引中的 next-key 鎖會退化成記錄鎖。

情況二：針對「小于或者小于等于」的范圍查詢，要看條件值的記錄是否存在于表中：

當條件值的記錄不在表中，那么不管是「小于」還是「小于等于」條件的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄的索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，其他掃描到的記錄，都是在這些記錄的索引上加 next-key 鎖。

當條件值的記錄在表中，如果是「小于」條件的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄的索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，其他掃描到的記錄，都是在這些記錄的索引上加 next-key 鎖；如果「小于等于」條件的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄的索引 next-key 鎖不會退化成間隙鎖。其他掃描到的記錄，都是在這些記錄的索引上加 next-key 鎖。

接下來，通過幾個實驗，才驗證我上面說的結論。

1、針對「大于或者大于等于」的范圍查詢

實驗一：針對「大于」的范圍查詢的情況。

假設事務 A 執行了這條范圍查詢語句：

mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereid>15forupdate;
+----+-----------+-----+
|id|name|age|
+----+-----------+-----+
|20|香克斯|39|
+----+-----------+-----+
1rowinset(0.01sec)

事務 A 加鎖變化過程如下：

最開始要找的第一行是 id = 20，由于查詢該記錄不是一個等值查詢（不是大于等于條件查詢），所以對該主鍵索引加的是范圍為 (15, 20] 的 next-key 鎖；

由于是范圍查找，就會繼續往后找存在的記錄，雖然我們看見表中最后一條記錄是 id = 20 的記錄，但是實際在 Innodb 存儲引擎中，會用一個特殊的記錄來標識最后一條記錄，該特殊的記錄的名字叫 supremum pseudo-record ，所以掃描第二行的時候，也就掃描到了這個特殊記錄的時候，會對該主鍵索引加的是范圍為 (20, +∞] 的 next-key 鎖。

停止掃描。

可以得知，事務 A 在主鍵索引上加了兩個 X 型 的 next-key 鎖：

在 id = 20 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (15, 20] 的 next-key 鎖，意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 20 的記錄，同時無法插入 id 值為 16、17、18、19 的這一些新記錄。

在特殊記錄（ supremum pseudo-record）的主鍵索引上，加了范圍為 (20, +∞] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法插入 id 值大于 20 的這一些新記錄。

我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

從上圖中的分析中，也可以得到事務 A 在主鍵索引上加了兩個 X 型 的next-key 鎖：

在 id = 20 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (15, 20] 的 next-key 鎖，意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 20 的記錄，同時無法插入 id 值為 16、17、18、19 的這一些新記錄。

在特殊記錄（ supremum pseudo-record）的主鍵索引上，加了范圍為 (20, +∞] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法插入 id 值大于 20 的這一些新記錄。

實驗二：針對「大于等于」的范圍查詢的情況。

假設事務 A 執行了這條范圍查詢語句：

mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereid>=15forupdate;
+----+-----------+-----+
|id|name|age|
+----+-----------+-----+
|15|烏索普|20|
|20|香克斯|39|
+----+-----------+-----+
2rowsinset(0.00sec)

事務 A 加鎖變化過程如下：

最開始要找的第一行是 id = 15，由于查詢該記錄是一個等值查詢（等于 15），所以該主鍵索引的 next-key 鎖會退化成記錄鎖，也就是僅鎖住 id = 15 這一行記錄。

由于是范圍查找，就會繼續往后找存在的記錄，掃描到的第二行是 id = 20，于是對該主鍵索引加的是范圍為 (15, 20] 的 next-key 鎖；

接著掃描到第三行的時候，掃描到了特殊記錄（ supremum pseudo-record），于是對該主鍵索引加的是范圍為 (20, +∞] 的 next-key 鎖。

停止掃描。

可以得知，事務 A 在主鍵索引上加了三個 X 型 的鎖，分別是：

在 id = 15 這條記錄的主鍵索引上，加了記錄鎖，范圍是 id = 15 這一行記錄；意味著其他事務無法更新或者刪除 id = 15 的這一條記錄；

在 id = 20 這條記錄的主鍵索引上，加了 next-key 鎖，范圍是 (15, 20] 。意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 20 的記錄，同時無法插入 id 值為 16、17、18、19 的這一些新記錄。

在特殊記錄（ supremum pseudo-record）的主鍵索引上，加了 next-key 鎖，范圍是 (20, +∞] 。意味著其他事務無法插入 id 值大于 20 的這一些新記錄。

我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

通過前面這個實驗，我們證明了：

針對「大于等于」條件的唯一索引范圍查詢的情況下， 如果條件值的記錄存在于表中，那么由于查詢該條件值的記錄是包含一個等值查詢的操作，所以該記錄的索引中的 next-key 鎖會退化成記錄鎖。

2、針對「小于或者小于等于」的范圍查詢

實驗一：針對「小于」的范圍查詢時，查詢條件值的記錄「不存在」表中的情況。

假設事務 A 執行了這條范圍查詢語句，注意查詢條件值的記錄（id 為 6）并不存在于表中。

mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereid

	

	事務 A 加鎖變化過程如下：

	最開始要找的第一行是 id = 1，于是對該主鍵索引加的是范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖；

	由于是范圍查找，就會繼續往后找存在的記錄，掃描到的第二行是 id = 5，所以對該主鍵索引加的是范圍為 (1, 5] 的 next-key 鎖；

	由于掃描到的第二行記錄（id = 5），滿足 id < 6 條件，而且也沒有達到終止掃描的條件，接著會繼續掃描。

	掃描到的第三行是 id = 10，該記錄不滿足 id < 6 條件的記錄，所以 id = 10 這一行記錄的鎖會退化成間隙鎖，于是對該主鍵索引加的是范圍為 (5, 10) 的間隙鎖。

	由于掃描到的第三行記錄（id = 10），不滿足 id < 6 條件，達到了終止掃描的條件，于是停止掃描。

	從上面的分析中，可以得知事務 A 在主鍵索引上加了三個 X 型的鎖：

	

	在 id = 1 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖，意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 1 的這一條記錄，同時也無法插入 id 小于 1 的這一些新記錄。

	在 id = 5 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (1, 5] 的 next-key 鎖，意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 5 的這一條記錄，同時也無法插入 id 值為 2、3、4 的這一些新記錄。

	在 id = 10 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (5, 10) 的間隙鎖，意味著其他事務無法插入 id 值為 6、7、8、9 的這一些新記錄。

	我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

	輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

	

	從上圖中的分析中，也可以得知事務 A 在主鍵索引加的三個鎖，就是我們前面分析出那三個鎖。

	雖然這次范圍查詢的條件是「小于」，但是查詢條件值的記錄不存在于表中（ id 為 6 的記錄不在表中），所以如果事務 A 的范圍查詢的條件改成 <= 6 的話，加的鎖還是和范圍查詢條件為 < 6 是一樣的。大家自己也驗證下這個結論。

	因此，針對「小于或者小于等于」的唯一索引范圍查詢，如果條件值的記錄不在表中，那么不管是「小于」還是「小于等于」的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄中索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，其他掃描的記錄，則是在這些記錄的索引上加 next-key 鎖。

	實驗二：針對「小于等于」的范圍查詢時，查詢條件值的記錄「存在」表中的情況。

	假設事務 A 執行了這條范圍查詢語句，注意查詢條件值的記錄（id 為 5）存在于表中。

	
mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereid<=?5?for?update;
+----+--------+-----+
|?id?|?name???|?age?|
+----+--------+-----+
|??1?|?路飛???|??19?|
|??5?|?索隆???|??21?|
+----+--------+-----+
2?rows?in?set?(0.00?sec)


	

	事務 A 加鎖變化過程如下：

	最開始要找的第一行是 id = 1，于是對該記錄加的是范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖；

	由于是范圍查找，就會繼續往后找存在的記錄，掃描到的第二行是 id = 5，于是對該記錄加的是范圍為 (1, 5] 的 next-key 鎖。

	由于主鍵索引具有唯一性，不會存在兩個 id = 5 的記錄，所以不會再繼續掃描，于是停止掃描。

	從上面的分析中，可以得到事務 A 在主鍵索引上加了 2 個 X 型的鎖：

	

	在 id = 1 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖。意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 1 的這一條記錄，同時也無法插入 id 小于 1 的這一些新記錄。

	在 id = 5 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (1, 5] 的 next-key 鎖。意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 5 的這一條記錄，同時也無法插入 id 值為 2、3、4 的這一些新記錄。

	我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

	輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

	

	從上圖中的分析中，可以得到事務 A 在主鍵索引上加了兩個 X 型 next-key 鎖，分別是：

	在 id = 1 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖；

	在 id = 5 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為(1, 5 ] 的 next-key 鎖。

	實驗三：再來看針對「小于」的范圍查詢時，查詢條件值的記錄「存在」表中的情況。

	如果事務 A 的查詢語句是小于的范圍查詢，且查詢條件值的記錄（id 為 5）存在于表中。

	
select*fromuserwhereid

	

	事務 A 加鎖變化過程如下：

	最開始要找的第一行是 id = 1，于是對該記錄加的是范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖；

	由于是范圍查找，就會繼續往后找存在的記錄，掃描到的第二行是 id = 5，該記錄是第一條不滿足 id < 5 條件的記錄，于是**該記錄的鎖會退化為間隙鎖，鎖范圍是 (1,5)**。

	由于找到了第一條不滿足 id < 5 條件的記錄，于是停止掃描。

	可以得知，此時事務 A 在主鍵索引上加了兩種 X 型鎖：

	

	在 id = 1 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖，意味著其他事務即無法更新或者刪除 id = 1 的這一條記錄，同時也無法插入 id 小于 1 的這一些新記錄。

	在 id = 5 這條記錄的主鍵索引上，加了范圍為 (1,5) 的間隙鎖，意味著其他事務無法插入 id 值為 2、3、4 的這一些新記錄。

	我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

	輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

	

	從上圖中的分析中，可以得到事務 A 在主鍵索引上加了 X 型的范圍為 (-∞, 1] 的 next-key 鎖，和 X 型的范圍為 (1, 5) 的間隙鎖。

	因此，通過前面這三個實驗，可以得知。

	在針對「小于或者小于等于」的唯一索引（主鍵索引）范圍查詢時，存在這兩種情況會將索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖的：

	當條件值的記錄「不在」表中時，那么不管是「小于」還是「小于等于」條件的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄的主鍵索引中的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，其他掃描到的記錄，都是在這些記錄的主鍵索引上加 next-key 鎖。

	當條件值的記錄「在」表中時：

	如果是「小于」條件的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄的主鍵索引中的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，其他掃描到的記錄，都是在這些記錄的主鍵索引上，加 next-key 鎖。

	如果是「小于等于」條件的范圍查詢，掃描到終止范圍查詢的記錄時，該記錄的主鍵索引中的 next-key 鎖「不會」退化成間隙鎖，其他掃描到的記錄，都是在這些記錄的主鍵索引上加 next-key 鎖。

	非唯一索引等值查詢

	當我們用非唯一索引進行等值查詢的時候，因為存在兩個索引，一個是主鍵索引，一個是非唯一索引（二級索引），所以在加鎖時，同時會對這兩個索引都加鎖，但是對主鍵索引加鎖的時候，只有滿足查詢條件的記錄才會對它們的主鍵索引加鎖。

	針對非唯一索引等值查詢時，查詢的記錄存不存在，加鎖的規則也會不同：

	當查詢的記錄「存在」時，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的記錄，于是非唯一索引等值查詢的過程是一個掃描的過程，直到掃描到第一個不符合條件的二級索引記錄就停止掃描，然后在掃描的過程中，對掃描到的二級索引記錄加的是 next-key 鎖，而對于第一個不符合條件的二級索引記錄，該二級索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖。同時，在符合查詢條件的記錄的主鍵索引上加記錄鎖。

	當查詢的記錄「不存在」時，掃描到第一條不符合條件的二級索引記錄，該二級索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖。因為不存在滿足查詢條件的記錄，所以不會對主鍵索引加鎖。

	接下里用兩個實驗來說明。

	1、記錄不存在的情況

	實驗一：針對非唯一索引等值查詢時，查詢的值不存在的情況。

	先來說說非唯一索引等值查詢時，查詢的記錄不存在的情況，因為這個比較簡單。

	假設事務 A 對非唯一索引（age）進行了等值查詢，且表中不存在 age = 25 的記錄。

	
mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereage=25forupdate;
Emptyset(0.00sec)


	

	事務 A 加鎖變化過程如下：

	定位到第一條不符合查詢條件的二級索引記錄，即掃描到 age = 39，于是**該二級索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，范圍是 (22, 39)**。

	停止查詢

	事務 A 在 age = 39 記錄的二級索引上，加了 X 型的間隙鎖，范圍是 (22, 39)。意味著其他事務無法插入 age 值為 23、24、25、26、....、38 這些新記錄。不過對于插入 age = 22 和 age = 39 記錄的語句，在一些情況是可以成功插入的，而一些情況則無法成功插入，具體哪些情況，會在后面說。

	

	我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

	輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

	

	從上圖的分析，可以看到，事務 A 在 age = 39 記錄的二級索引上（INDEX_NAME: index_age ），加了范圍為 (22, 39) 的 X 型間隙鎖。

	此時，如果有其他事務插入了 age 值為 23、24、25、26、....、38 這些新記錄，那么這些插入語句都會發生阻塞。不過對于插入 age = 39 記錄的語句，在一些情況是可以成功插入的，而一些情況則無法成功插入，具體哪些情況，接下來我們就說！

	當有一個事務持有二級索引的間隙鎖 (22, 39) 時，什么情況下，可以讓其他事務的插入 age = 22 或者 age = 39 記錄的語句成功？又是什么情況下，插入 age = 22 或者 age = 39 記錄時的語句會被阻塞？

	我們先要清楚，什么情況下插入語句會發生阻塞。

	插入語句在插入一條記錄之前，需要先定位到該記錄在 B+樹 的位置，如果插入的位置的下一條記錄的索引上有間隙鎖，才會發生阻塞。

	在分析二級索引的間隙鎖是否可以成功插入記錄時，我們要先要知道二級索引樹是如何存放記錄的？

	二級索引樹是按照二級索引值（age列）按順序存放的，在相同的二級索引值情況下， 再按主鍵 id 的順序存放。知道了這個前提，我們才能知道執行插入語句的時候，插入的位置的下一條記錄是誰。

	基于前面的實驗，事務 A 是在 age = 39 記錄的二級索引上，加了 X 型的間隙鎖，范圍是 (22, 39)。

	插入 age = 22 記錄的成功和失敗的情況分別如下：

	當其他事務插入一條 age = 22，id = 3 的記錄的時候，在二級索引樹上定位到插入的位置，而該位置的下一條是 id = 10、age = 22 的記錄，該記錄的二級索引上沒有間隙鎖，所以這條插入語句可以執行成功。

	當其他事務插入一條 age = 22，id = 12 的記錄的時候，在二級索引樹上定位到插入的位置，而該位置的下一條是 id = 20、age = 39 的記錄，正好該記錄的二級索引上有間隙鎖，所以這條插入語句會被阻塞，無法插入成功。

	插入 age = 39 記錄的成功和失敗的情況分別如下：

	當其他事務插入一條 age = 39，id = 3 的記錄的時候，在二級索引樹上定位到插入的位置，而該位置的下一條是 id = 20、age = 39 的記錄，正好該記錄的二級索引上有間隙鎖，所以這條插入語句會被阻塞，無法插入成功。

	當其他事務插入一條 age = 39，id = 21 的記錄的時候，在二級索引樹上定位到插入的位置，而該位置的下一條記錄不存在，也就沒有間隙鎖了，所以這條插入語句可以插入成功。

	所以，當有一個事務持有二級索引的間隙鎖 (22, 39) 時，插入 age = 22 或者 age = 39 記錄的語句是否可以執行成功，關鍵還要考慮插入記錄的主鍵值，因為「二級索引值（age列）+主鍵值（id列）」才可以確定插入的位置，確定了插入位置后，就要看插入的位置的下一條記錄是否有間隙鎖，如果有間隙鎖，就會發生阻塞，如果沒有間隙鎖，則可以插入成功。

	知道了這個結論之后，我們再回過頭看，非唯一索引等值查詢時，查詢的記錄不存在時，執行select * from performance_schema.data_locksG; 輸出的結果。

	

	在前面分析輸出結果的時候，我說的結論是：「事務 A 在 age = 39 記錄的二級索引上（INDEX_NAME: index_age ），加了范圍為 (22, 39) 的 X 型間隙鎖」。這個結論其實還不夠準確，因為只考慮了 LOCK_DATA 第一個數值（39），沒有考慮 LOCK_DATA 第二個數值（20）。

	那 LOCK_DATA：39，20 是什么意思？

	LOCK_DATA 第一個數值，也就是 39， 它代表的是 age 值。從前面我們也知道了，LOCK_DATA 第一個數值是 next-key 鎖和間隙鎖鎖住的范圍的右邊界值。

	LOCK_DATA 第二個數值，也就是 20， 它代表的是 id 值。

	之所以 LOCK_DATA 要多顯示一個數值（ID值），是因為針對「當某個事務持有非唯一索引的 (22, 39) 間隙鎖的時候，其他事務是否可以插入 age = 39 新記錄」的問題，還需要考慮插入記錄的 id 值。而 LOCK_DATA 的第二個數值，就是說明在插入 age = 39 新記錄時，哪些范圍的 id 值是不可以插入的。

	因此， LOCK_DATA：39，20 + LOCK_MODE : X, GAP 的意思是，事務 A 在 age = 39 記錄的二級索引上（INDEX_NAME: index_age ），加了 age 值范圍為 (22, 39) 的 X 型間隙鎖，**同時針對其他事務插入 age 值為 39 的新記錄時，不允許插入的新記錄的 id 值小于 20 **。如果插入的新記錄的 id 值大于 20，則可以插入成功。

	但是我們無法從select * from performance_schema.data_locksG; 輸出的結果分析出「在插入 age =22 新記錄時，哪些范圍的 id 值是可以插入成功的」，這時候就得自己畫出二級索引的 B+ 樹的結構，然后確定插入位置后，看下該位置的下一條記錄是否存在間隙鎖，如果存在間隙鎖，則無法插入成功，如果不存在間隙鎖，則可以插入成功。

	2、記錄存在的情況

	實驗二：針對非唯一索引等值查詢時，查詢的值存在的情況。

	假設事務 A 對非唯一索引（age）進行了等值查詢，且表中存在 age = 22 的記錄。

	
mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereage=22forupdate;
+----+--------+-----+
|id|name|age|
+----+--------+-----+
|10|山治|22|
+----+--------+-----+
1rowinset(0.00sec)


	

	事務 A 加鎖變化過程如下：

	由于不是唯一索引，所以肯定存在值相同的記錄，于是非唯一索引等值查詢的過程是一個掃描的過程，最開始要找的第一行是 age = 22，于是對該二級索引記錄加上范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖。同時，因為 age = 22 符合查詢條件，于是對 age = 22 的記錄的主鍵索引加上記錄鎖，即對 id = 10 這一行加記錄鎖。

	接著繼續掃描，掃描到的第二行是 age = 39，該記錄是第一個不符合條件的二級索引記錄，所以該二級索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖，范圍是 (22, 39)。

	停止查詢。

	可以看到，事務 A 對主鍵索引和二級索引都加了 X 型的鎖：

	

	主鍵索引：

	在 id = 10 這條記錄的主鍵索引上，加了記錄鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 id = 10 的這一行記錄。

	二級索引（非唯一索引）：

	在 age = 22 這條記錄的二級索引上，加了范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 age = 22 的這一些新記錄，不過對于插入 age = 20 和 age = 21 新記錄的語句，在一些情況是可以成功插入的，而一些情況則無法成功插入，具體哪些情況，會在后面說。

	在 age = 39 這條記錄的二級索引上，加了范圍 (22, 39) 的間隙鎖。意味著其他事務無法插入 age 值為 23、24、..... 、38 的這一些新記錄。不過對于插入 age = 22 和 age = 39 記錄的語句，在一些情況是可以成功插入的，而一些情況則無法成功插入，具體哪些情況，會在后面說。

	我們也可以通過 select * from performance_schema.data_locksG; 這條語句來看看事務 A 加了什么鎖。

	輸出結果如下，我這里只截取了行級鎖的內容。

	

	從上圖的分析，可以看到，事務 A 對二級索引（INDEX_NAME: index_age ）加了兩個 X 型鎖，分別是：

	在 age = 22 這條記錄的二級索引上，加了范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 age = 22 的這一些新記錄，針對是否可以插入 age = 21 和 age = 22 的新記錄，分析如下：

	是否可以插入 age = 21 的新記錄，還要看插入的新記錄的 id 值，如果插入 age = 21 新記錄的 id 值小于 5，那么就可以插入成功，因為此時插入的位置的下一條記錄是 id = 5，age = 21 的記錄，該記錄的二級索引上沒有間隙鎖。如果插入 age = 21 新記錄的 id 值大于 5，那么就無法插入成功，因為此時插入的位置的下一條記錄是 id = 20，age = 39 的記錄，該記錄的二級索引上有間隙鎖。

	是否可以插入 age = 22 的新記錄，還要看插入的新記錄的 id 值，從 LOCK_DATA : 22, 10 可以得知，其他事務插入 age 值為 22 的新記錄時，如果插入的新記錄的 id 值小于 10，那么插入語句會發生阻塞；如果插入的新記錄的 id 大于 10，還要看該新記錄插入的位置的下一條記錄是否有間隙鎖，如果沒有間隙鎖則可以插入成功，如果有間隙鎖，則無法插入成功。

	在 age = 39 這條記錄的二級索引上，加了范圍 (22, 39) 的間隙鎖。意味著其他事務無法插入 age 值為 23、24、..... 、38 的這一些新記錄，針對是否可以插入 age = 22 和 age = 39 的新記錄，分析如下：

	是否可以插入 age = 22 的新記錄，還要看插入的新記錄的 id 值，如果插入 age = 22 新記錄的 id 值小于 10，那么插入語句會被阻塞，無法插入，因為此時插入的位置的下一條記錄是 id = 10，age = 22 的記錄，該記錄的二級索引上有間隙鎖（ age = 22 這條記錄的二級索引上有 next-key 鎖）。如果插入 age = 21 新記錄的 id 值大于 10，也無法插入，因為此時插入的位置的下一條記錄是 id = 20，age = 39 的記錄，該記錄的二級索引上有間隙鎖。

	是否可以插入 age = 39 的新記錄，還要看插入的新記錄的 id 值，從 LOCK_DATA : 39, 20 可以得知，其他事務插入 age 值為 39 的新記錄時，如果插入的新記錄的 id 值小于 20，那么插入語句會發生阻塞，如果插入的新記錄的 id 大于 20，則可以插入成功。

	同時，事務 A 還對主鍵索引（INDEX_NAME: PRIMARY ）加了X 型的記錄鎖：

	在 id = 10 這條記錄的主鍵索引上，加了記錄鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 id = 10 的這一行記錄。

	為什么這個實驗案例中，需要在二級索引索引上加范圍 (22, 39) 的間隙鎖？

	要找到這個問題的答案，我們要明白 MySQL 在可重復讀的隔離級別場景下，為什么要引入間隙鎖？其實是為了避免幻讀現象的發生。

	如果這個實驗案例中：

	
select*fromuserwhereage=22forupdate;


	

	如果事務 A 不在二級索引索引上加范圍 (22, 39) 的間隙鎖，只在二級索引索引上加范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖的話，那么就會有幻讀的問題。

	前面我也說過，在非唯一索引上加了范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖，是無法完全鎖住 age = 22 新記錄的插入，因為對于是否可以插入 age = 22 的新記錄，還要看插入的新記錄的 id 值，從 LOCK_DATA : 22, 10 可以得知，其他事務插入 age 值為 22 的新記錄時，如果插入的新記錄的 id 值小于 10，那么插入語句會發生阻塞，如果插入的新記錄的 id 值大于 10，則可以插入成功。

	也就是說，只在二級索引索引（非唯一索引）上加范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖，其他事務是有可能插入 age 值為 22 的新記錄的（比如插入一個 age = 22，id = 12 的新記錄），那么如果事務 A 再一次查詢 age = 22 的記錄的時候，前后兩次查詢 age = 22 的結果集就不一樣了，這時就發生了幻讀的現象。

	那么當在 age = 39 這條記錄的二級索引索引上加了范圍為 (22, 39) 的間隙鎖后，其他事務是無法插入一個 age = 22，id = 12 的新記錄，因為當其他事務插入一條 age = 22，id = 12 的新記錄的時候，在二級索引樹上定位到插入的位置，而該位置的下一條是 id = 20、age = 39 的記錄，正好該記錄的二級索引上有間隙鎖，所以這條插入語句會被阻塞，無法插入成功，這樣就避免幻讀現象的發生。

	所以，為了避免幻讀現象的發生，就需要在二級索引索引上加范圍 (22, 39) 的間隙鎖。

	非唯一索引范圍查詢

	非唯一索引和主鍵索引的范圍查詢的加鎖也有所不同，不同之處在于非唯一索引范圍查詢，索引的 next-key lock 不會有退化為間隙鎖和記錄鎖的情況，也就是非唯一索引進行范圍查詢時，對二級索引記錄加鎖都是加 next-key 鎖。

	就帶大家簡單分析一下，事務 A 的這條范圍查詢語句：

	
mysql>begin;
QueryOK,0rowsaffected(0.00sec)

mysql>select*fromuserwhereage>=22forupdate;
+----+-----------+-----+
|id|name|age|
+----+-----------+-----+
|10|山治|22|
|20|香克斯|39|
+----+-----------+-----+
2rowsinset(0.01sec)


	

	事務 A 的加鎖變化：

	最開始要找的第一行是 age = 22，雖然范圍查詢語句包含等值查詢，但是這里不是唯一索引范圍查詢，所以是不會發生退化鎖的現象，因此對該二級索引記錄加 next-key 鎖，范圍是 (21, 22]。同時，對 age = 22 這條記錄的主鍵索引加記錄鎖，即對 id = 10 這一行記錄的主鍵索引加記錄鎖。

	由于是范圍查詢，接著繼續掃描已經存在的二級索引記錄。掃面的第二行是 age = 39 的二級索引記錄，于是對該二級索引記錄加 next-key 鎖，范圍是 (22, 39]，同時，對 age = 39 這條記錄的主鍵索引加記錄鎖，即對 id = 20 這一行記錄的主鍵索引加記錄鎖。

	雖然我們看見表中最后一條二級索引記錄是 age = 39 的記錄，但是實際在 Innodb 存儲引擎中，會用一個特殊的記錄來標識最后一條記錄，該特殊的記錄的名字叫 supremum pseudo-record ，所以掃描第二行的時候，也就掃描到了這個特殊記錄的時候，會對該二級索引記錄加的是范圍為 (39, +∞] 的 next-key 鎖。

	停止查詢

	可以看到，事務 A 對主鍵索引和二級索引都加了 X 型的鎖：

	

	主鍵索引（id 列）：

	在 id = 10 這條記錄的主鍵索引上，加了記錄鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 id = 10 的這一行記錄。

	在 id = 20 這條記錄的主鍵索引上，加了記錄鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 id = 20 的這一行記錄。

	二級索引（age 列）：

	在 age = 22 這條記錄的二級索引上，加了范圍為 (21, 22] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 age = 22 的這一些新記錄，不過對于是否可以插入 age = 21 和 age = 22 的新記錄，還需要看新記錄的 id 值，有些情況是可以成功插入的，而一些情況則無法插入，具體哪些情況，我們前面也講了。

	在 age = 39 這條記錄的二級索引上，加了范圍為 (22, 39] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法更新或者刪除 age = 39 的這一些記錄，也無法插入 age 值為 23、24、25、...、38 的這一些新記錄。不過對于是否可以插入 age = 22 和 age = 39 的新記錄，還需要看新記錄的 id 值，有些情況是可以成功插入的，而一些情況則無法插入，具體哪些情況，我們前面也講了。

	在特殊的記錄（supremum pseudo-record）的二級索引上，加了范圍為 (39, +∞] 的 next-key 鎖，意味著其他事務無法插入 age 值大于 39 的這些新記錄。

	在 age >= 22 的范圍查詢中，明明查詢 age = 22 的記錄存在并且屬于等值查詢，為什么不會像唯一索引那樣，將 age = 22 記錄的二級索引上的 next-key 鎖退化為記錄鎖？

	因為 age 字段是非唯一索引，不具有唯一性，所以如果只加記錄鎖（記錄鎖無法防止插入，只能防止刪除或者修改），就會導致其他事務插入一條 age = 22 的記錄，這樣前后兩次查詢的結果集就不相同了，出現了幻讀現象。

	沒有加索引的查詢

	前面的案例，我們的查詢語句都有使用索引查詢，也就是查詢記錄的時候，是通過索引掃描的方式查詢的，然后對掃描出來的記錄進行加鎖。

	如果鎖定讀查詢語句，沒有使用索引列作為查詢條件，或者查詢語句沒有走索引查詢，導致掃描是全表掃描。那么，每一條記錄的索引上都會加 next-key 鎖，這樣就相當于鎖住的全表，這時如果其他事務對該表進行增、刪、改操作的時候，都會被阻塞。

	不只是鎖定讀查詢語句不加索引才會導致這種情況，update 和 delete 語句如果查詢條件不加索引，那么由于掃描的方式是全表掃描，于是就會對每一條記錄的索引上都會加 next-key 鎖，這樣就相當于鎖住的全表。

	因此，在線上在執行 update、delete、select ... for update 等具有加鎖性質的語句，一定要檢查語句是否走了索引，如果是全表掃描的話，會對每一個索引加 next-key 鎖，相當于把整個表鎖住了，這是挺嚴重的問題。

	總結

	這次我以 MySQL 8.0.26 版本，在可重復讀隔離級別之下，做了幾個實驗，讓大家了解了唯一索引和非唯一索引的行級鎖的加鎖規則。

	我這里總結下， MySQL 行級鎖的加鎖規則。

	唯一索引等值查詢：

	當查詢的記錄是「存在」的，在索引樹上定位到這一條記錄后，將該記錄的索引中的 next-key lock 會退化成「記錄鎖」。

	當查詢的記錄是「不存在」的，在索引樹找到第一條大于該查詢記錄的記錄后，將該記錄的索引中的 next-key lock 會退化成「間隙鎖」。

	非唯一索引等值查詢：

	當查詢的記錄「存在」時，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的記錄，于是非唯一索引等值查詢的過程是一個掃描的過程，直到掃描到第一個不符合條件的二級索引記錄就停止掃描，然后在掃描的過程中，對掃描到的二級索引記錄加的是 next-key 鎖，而對于第一個不符合條件的二級索引記錄，該二級索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖。同時，在符合查詢條件的記錄的主鍵索引上加記錄鎖。

	當查詢的記錄「不存在」時，掃描到第一條不符合條件的二級索引記錄，該二級索引的 next-key 鎖會退化成間隙鎖。因為不存在滿足查詢條件的記錄，所以不會對主鍵索引加鎖。

	非唯一索引和主鍵索引的范圍查詢的加鎖規則不同之處在于：

	唯一索引在滿足一些條件的時候，索引的 next-key lock 退化為間隙鎖或者記錄鎖。

	非唯一索引范圍查詢，索引的 next-key lock 不會退化為間隙鎖和記錄鎖。

	其實理解 MySQL 為什么要這樣加鎖，主要要以避免幻讀角度去分析，這樣就很容易理解這些加鎖的規則了。

	還有一件很重要的事情，在線上在執行 update、delete、select ... for update 等具有加鎖性質的語句，一定要檢查語句是否走了索引，如果是全表掃描的話，會對每一個索引加 next-key 鎖，相當于把整個表鎖住了，這是挺嚴重的問題。








	審核編輯：劉清