这次我以 MySQL 8.0.26 版本，在可重复读隔离级别之下，做了几个实验，让大家了解了唯一索引和非唯一索引的行级锁的加锁规则。
我这里总结下， MySQL 行级锁的加锁规则。
唯一索引等值查询：
- 当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的
next-key lock会退化成「记录锁」。- 当查询的记录是「不存在」的，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，将该记录的索引中的
next-key lock会退化成「间隙锁」。
非唯一索引等值查询：
- 当查询的记录「存在」时，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，直到扫描到第一个不符合条件的二级索引记录就停止扫描，然后在扫描的过程中，对扫描到的二级索引记录加的是 「
next-key锁」，而对于第一个不符合条件的二级索引记录，该二级索引的next-key锁会退化成「间隙锁」。同时，在符合查询条件的记录的主键索引上加「记录锁」。- 当查询的记录「不存在」时，扫描到第一条不符合条件的二级索引记录，该二级索引的
next-key锁会退化成「间隙锁」。因为不存在满足查询条件的记录，所以不会对主键索引加锁。
非唯一索引和主键索引的范围查询的加锁规则不同之处在于：
- 唯一索引在满足一些条件的时候，索引的
next-key lock会退化为间隙锁或者记录锁。- 非唯一索引范围查询，索引的
next-key lock不会退化为间隙锁和记录锁。
其实理解 MySQL 为什么要这样加锁，主要要以避免幻读角度去分析，这样就很容易理解这些加锁的规则了。
还有一件很重要的事情，在线上在执行 update、delete、select ... for update 等具有加锁性质的语句，一定要检查语句是否走了索引，如果是全表扫描的话，会对每一个索引加 next-key 锁，相当于把整个表锁住了，这是挺严重的问题。
唯一索引（主键索引）加锁的流程图如下。（注意这个流程图是针对「主键索引」的，如果是二级索引的唯一索引，除了流程图中对二级索引的加锁规则之外，还会对查询到的记录的主键索引项加「记录锁」，流程图没有提示这一个点，所以在这里用文字补充说明下）
非唯一索引加锁的流程图：
Ⅰ. 什么SQL语句会加行级锁？
InnoDB 引擎是支持行级锁的，而 MyISAM 引擎并不支持行级锁，所以后面的内容都是基于 InnoDB 引擎的。所以在说 MySQL 是怎么加行级锁的时候，其实是在说 InnoDB 引擎是怎么加行级锁的。
普通的 select 语句是不会对记录加锁的（除了串行化隔离级别），因为它属于快照读，是通过 MVCC（多版本并发控制）实现的。
如果要在查询时对记录加行级锁，可以使用下面这两个方式，这两种查询会加锁的语句称为锁定读。
// 对读取的记录加共享锁(S型锁)
select ... lock in share mode;
// 对读取的记录加独占锁(X型锁)
select ... for update; 上面这两条语句必须在一个事务中，因为当事务提交了，锁就会被释放，所以在使用这两条语句的时候，要加上 begin 或者 start transaction 开启事务的语句。
除了上面这两条锁定读语句会加行级锁之外，update 和 delete 操作都会加行级锁，且锁的类型都是独占锁（X型锁）。
// 对操作的记录加独占锁(X型锁)
update table .... where id = 1;
// 对操作的记录加独占锁(X型锁)
delete from table where id = 1; 共享锁（**S锁）满足读读共享，读写互斥。独占锁（X**锁）满足写写互斥、读写互斥。
Ⅱ. MySQL是怎么加行级锁的？
行级锁加锁规则比较复杂，不同的场景，加锁的形式是不同的。
加锁的对象是索引，加锁的基本单位是 next-key lock，它是由记录锁和间隙锁组合而成的，next-key lock 是前开后闭区间，而间隙锁是前开后开区间。
但是，next-key lock 在一些场景下会退化成记录锁或间隙锁。
那到底是什么场景呢？总结一句，在能使用记录锁或者间隙锁就能避免幻读现象的场景下， next-key lock 就会退化成记录锁或间隙锁。
这次会以下面这个表结构来进行实验说明：
CREATE TABLE `user` (
`id` bigint NOT NULL AUTO_INCREMENT,
`name` varchar(30) COLLATE utf8mb4_unicode_ci NOT NULL,
`age` int NOT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `index_age` (`age`) USING BTREE
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8mb4 COLLATE=utf8mb4_unicode_ci; 其中，id 是主键索引（唯一索引），age 是普通索引（非唯一索引），name 是普通的列。
表中的有这些行记录：
这次实验环境的 MySQL 8.0.26，隔离级别是「可重复读」。
不同版本的加锁规则可能是不同的，但是大体上是相同的。
Ⅲ. 唯一索引等值查询
当我们用唯一索引进行等值查询的时候，查询的记录存不存在，加锁的规则也会不同：
- 当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的
next-key lock会退化成「记录锁」。 - 当查询的记录是「不存在」的，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，将该记录的索引中的
next-key lock会退化成「间隙锁」。
TIP：
本篇文章的「唯一索引」是以「主键索引」作为案例说明的，加锁只加在主键索引项上。
然后，很多同学误以为如果是二级索引的「唯一索引」，加锁也是只加在二级索引项上。
其实这是不对的，所以这里特此说明下，如果是用二级索引（不管是不是非唯一索引，还是唯一索引）进行锁定读查询的时候，除了会对二级索引项加行级锁（如果是唯一索引的二级索引，加锁规则和主键索引的案例相同），而且还会对查询到的记录的主键索引项上加「记录锁」。
在文章的「非唯一索引」的案例中，我就是用二级索引作为例子，在后面的章节我有说明，对二级索引进行锁定读查询的时候，因为存在两个索引（二级索引和主键索引），所以两个索引都会加锁。
接下来用两个案例来说明。
1、查找记录存在的情况
假设事务 A 执行了这条等值查询语句，查询的记录是「存在」于表中的。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id = 1 for update;
+----+--------+-----+
| id | name | age |
+----+--------+-----+
| 1 | 路飞 | 19 |
+----+--------+-----+
1 row in set (0.02 sec) 那么，事务 A 会为 id 为 1 的这条记录就会加上 X 型的记录锁。
接下来，如果有其他事务，对 id 为 1 的记录进行更新或者删除操作的话，这些操作都会被阻塞，因为更新或者删除操作也会对记录加 X 型的记录锁，而 X 锁和 X 锁之间是互斥关系。
比如，下面这个例子：
因为事务 A 对 id = 1 的记录加了 X 型的记录锁，所以事务 B 在修改 id=1 的记录时会被阻塞，事务 C 在删除 id=1 的记录时也会被阻塞。
有什么命令可以分析加了什么锁？
我们可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句，查看事务执行 SQL 过程中加了什么锁。
我们以前面的事务 A 作为例子，分析下下它加了什么锁。
从上图可以看到，共加了两个锁，分别是：
- 表锁：
X类型的意向锁- 行锁：
X类型的记录锁
这里我们重点关注行级锁，图中 LOCK_TYPE 中的 RECORD 表示行级锁，而不是记录锁的意思。
而通过 LOCK_MODE 可以确认是临键锁、间隙锁，还是记录锁：
- 如果
LOCK_MODE为X，说明是next-key锁；- 如果
LOCK_MODE为X, REC_NOT_GAP，说明是记录锁；- 如果
LOCK_MODE为X, GAP，说明是间隙锁；
因此，**此时事务 A 在 id = 1 记录的主键索引上加的是记录锁，锁住的范围是 id 为 1 的这条记录。**这样其他事务就无法对 id 为 1 的这条记录进行更新和删除操作了。
从这里我们也可以得知，加锁的对象是针对索引，因为这里查询语句扫描的 B+ 树是聚簇索引树，即主键索引树，所以是对主键索引加锁。将对应记录的主键索引加上记录锁后，就意味着其他事务无法对该记录进行更新和删除操作了。
为什么唯一索引等值查询并且查询记录存在的场景下，该记录的索引中的 next-key lock 会退化成记录锁？
原因就是在唯一索引等值查询并且查询记录存在的场景下，仅靠记录锁也能避免幻读的问题。
幻读的定义就是，当一个事务前后两次查询的结果集，不相同时，就认为发生幻读。所以，要避免幻读就是避免结果集某一条记录被其他事务删除，或者有其他事务插入了一条新记录，这样前后两次查询的结果集就不会出现不相同的情况。
- 由于主键具有唯一性，所以其他事务插入
id = 1的时候，会因为主键冲突，导致无法插入id = 1的新记录。这样事务A在多次查询id = 1的记录的时候，不会出现前后两次查询的结果集不同，也就避免了幻读的问题。- 由于对
id = 1加了记录锁，其他事务无法删除该记录，这样事务A在多次查询id = 1的记录的时候，不会出现前后两次查询的结果集不同，也就避免了幻读的问题。
2、查找记录不存在的情况
假设事务 A 执行了这条等值查询语句，查询的记录是「不存在」于表中的。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id = 2 for update;
Empty set (0.03 sec) 接下来，通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句，查看事务执行 SQL 过程中加了什么锁。
从上图可以看到，共加了两个锁，分别是：
- 表锁：
X类型的意向锁- 行锁：
X类型的间隙锁
因此，此时事务 A 在 id = 5 记录的主键索引上加的是间隙锁，锁住的范围是 (1, 5)。
接下来，如果有其他事务插入 id 值为 2、3、4 这一些记录的话，这些插入语句都会发生阻塞。（注意，如果其他事务插入的 id = 1 或者 id = 5 的记录话，并不会发生阻塞，而是报主键冲突的错误，因为表中已经存在 id = 1 和 id = 5 的记录了。）
下面这个例子：
因为事务 A 在 id = 5 记录的主键索引上加了范围为 (1, 5) 的 X 型间隙锁，所以事务 B 在插入一条 id 为 3 的记录时会被阻塞住，即无法插入 id = 3 的记录。
间隙锁的范围(1, 5) ，是怎么确定的？
根据我的经验，如果 LOCK_MODE 是 next-key 锁或者间隙锁，那么 LOCK_DATA 就表示锁的范围「右边界」，此次的事务 A 的 LOCK_DATA 是 5。
然后锁范围的「左边界」是表中 id 为 5 的上一条记录的 id 值，即 1。
因此，间隙锁的范围(1, 5)。
为什么唯一索引等值查询并且查询记录「不存在」的场景下，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，要将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」？
原因就是在唯一索引等值查询并且查询记录不存在的场景下，仅靠间隙锁就能避免幻读的问题。
- 为什么
id = 5记录上的主键索引的锁不可以是next-key lock❓❓❓- 因为如果是
next-key lock，就意味着其他事务无法删除id = 5这条记录，但是这次的案例是查询id = 2的记录，只要保证前后两次查询id = 2的结果集相同，就能避免幻读的问题了，所以即使id = 5被删除，也不会有什么影响，那就没必须加next-key lock，因此只需要在id = 5加间隙锁，避免其他事务插入id = 2的新记录就行了。
- 因为如果是
- 为什么不可以针对不存在的记录加记录锁❓❓❓
- 因为锁是加在索引上的，而这个场景下查询的记录是不存在的，自然就没办法锁住这条不存在的记录。
Ⅳ. 唯一索引范围查询
范围查询和等值查询的加锁规则是不同的。
当唯一索引进行范围查询时，会对每一个扫描到的索引加 next-key 锁，然后如果遇到下面这些情况，会退化成记录锁或者间隙锁：
- 情况一：针对「大于等于」的范围查询，因为存在等值查询的条件，那么如果等值查询的记录是存在于表中，那么该记录的索引中的
next-key锁会退化成记录锁。- 情况二：针对「小于或者小于等于」的范围查询，也是要看条件值的记录是否存在于表中：
- 当条件值的记录不在表中，那么不管是「小于」还是「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的索引的
next-key锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的索引上加next-key锁。- 当条件值的记录在表中：
- 如果是「小于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的索引的
next-key锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的索引上加next-key锁；- 如果「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的索引
next-key锁不会退化成间隙锁。其他扫描到的记录，都是在这些记录的索引上加next-key锁。
接下来，通过几个实验，才验证我上面说的结论。
1、针对「大于或者大于等于」的范围查询
实验一：针对「大于」的范围查询的情况
假设事务 A 执行了这条范围查询语句：
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id > 15 for update;
+----+-----------+-----+
| id | name | age |
+----+-----------+-----+
| 20 | 香克斯 | 39 |
+----+-----------+-----+
1 row in set (0.01 sec) 事务 A 加锁变化过程如下：
- 最开始要找的第一行是
id = 20，由于查询该记录不是一个等值查询（不是大于等于条件查询），所以对该主键索引加的是范围为(15, 20]的next-key锁；- 由于是范围查找，就会继续往后找存在的记录，虽然我们看见表中最后一条记录是
id = 20的记录，但是实际在Innodb存储引擎中，会用一个特殊的记录来标识最后一条记录，该特殊的记录的名字叫supremum pseudo-record，所以在扫描第二行的时候，也就是扫描到这个特殊记录的时候，会对该主键索引加的是范围为(20, +∞]的next-key锁。- 停止扫描。
可以得知，事务 A 在主键索引上加了两个 X 型 的 next-key 锁：
- 在
id = 20这条记录的主键索引上，加了范围为(15, 20]的next-key锁，意味着其他事务即无法更新或者删除id = 20的记录，同时无法插入id值为[16, 19]的这一些新记录。- 在特殊记录（
supremum pseudo-record）的主键索引上，加了范围为(20, +∞]的next-key锁，意味着其他事务无法插入id值大于20的这一些新记录。
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，也可以得到**事务 A 在主键索引上加了两个 X 型 的 next-key 锁：**
实验二：针对「大于等于」的范围查询的情况
假设事务 A 执行了这条范围查询语句：
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id >= 15 for update;
+----+-----------+-----+
| id | name | age |
+----+-----------+-----+
| 15 | 乌索普 | 20 |
| 20 | 香克斯 | 39 |
+----+-----------+-----+
2 rows in set (0.00 sec) 事务 A 加锁变化过程如下：
- 最开始要找的第一行是
id = 15，由于查询该记录是一个等值查询（等于15），所以该主键索引的next-key锁会退化成记录锁，也就是仅锁住id = 15这一行记录。- 由于是范围查找，就会继续往后找存在的记录，扫描到的第二行是
id = 20，于是对该主键索引加的是范围为(15, 20]的next-key锁；- 接着扫描到第三行的时候，扫描到了特殊记录（
supremum pseudo-record），于是对该主键索引加的是范围为(20, +∞]的next-key锁。- 停止扫描。
可以得知，事务 A 在主键索引上加了三个 X 型的 next-key 锁，分别是：
- 在
id = 15这条记录的主键索引上，加了记录锁，范围是id = 15这一行记录；意味着其他事务无法更新或者删除id = 15的这一条记录；- 在
id = 20这条记录的主键索引上，加了next-key锁，范围是(15, 20]。意味着其他事务即无法更新或者删除id = 20的记录，同时无法插入id值为[16, 19]的这一些新记录。- 在特殊记录（
supremum pseudo-record）的主键索引上，加了next-key锁，范围是(20, +∞]。意味着其他事务无法插入id值大于20的这一些新记录。
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
通过前面这个实验，我们证明了：
- 针对「大于等于」条件的唯一索引范围查询的情况下， 如果条件值的记录存在于表中，那么由于查询该条件值的记录是包含一个等值查询的操作，所以该记录的索引中的
next-key锁会退化成记录锁
2、针对「小于或者小于等于」的范围查询
实验一：针对「小于或者小于等于」的范围查询时，查询条件值的记录「不存在」表中的情况。
假设事务 A 执行了这条范围查询语句，注意查询条件值的记录（id 为 6）并不存在于表中。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id < 6 for update;
+----+--------+-----+
| id | name | age |
+----+--------+-----+
| 1 | 路飞 | 19 |
| 5 | 索隆 | 21 |
+----+--------+-----+
3 rows in set (0.00 sec) 事务 A 加锁变化过程如下：
- 最开始要找的第一行是
id = 1，于是对该主键索引加的是范围为(-∞, 1]的next-key锁；- 由于是范围查找，就会继续往后找存在的记录，扫描到的第二行是
id = 5，所以对该主键索引加的是范围为(1, 5]的next-key锁；- 由于扫描到的第二行记录（
id = 5），满足id < 6条件，而且也没有达到终止扫描的条件，接着会继续扫描。- 扫描到的第三行是
id = 10，该记录不满足id < 6条件的记录，所以id = 10这一行记录的锁会退化成间隙锁，于是对该主键索引加的是范围为(5, 10)的间隙锁。- 由于扫描到的第三行记录**
（id = 10）**，不满足id < 6条件，达到了终止扫描的条件，于是停止扫描。
从上面的分析中，可以得知事务 A 在主键索引上加了三个 X 型的锁：
- 在
id = 1这条记录的主键索引上，加了范围为 (-∞, 1] 的next-key锁，意味着其他事务即无法更新或者删除 id = 1 的这一条记录，同时也无法插入 id 小于 1 的这一些新记录。- 在
id = 5这条记录的主键索引上，加了范围为 (1, 5] 的next-key锁，意味着其他事务即无法更新或者删除 id = 5 的这一条记录，同时也无法插入 id 值为 2、3、4 的这一些新记录。- 在
id = 10这条记录的主键索引上，加了范围为 (5, 10) 的间隙锁，意味着其他事务无法插入 id 值为 6、7、8、9 的这一些新记录。
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，也可以得知事务 A 在主键索引加的三个锁，就是我们前面分析出那三个锁。
虽然这次范围查询的条件是「小于」，但是查询条件值的记录不存在于表中（ id 为 6 的记录不在表中），所以如果事务 A 的范围查询的条件改成 <= 6 的话，加的锁还是和范围查询条件为 < 6 是一样的。 大家自己也验证下这个结论。
因此，针对「小于或者小于等于」的唯一索引范围查询，如果条件值的记录不在表中，那么不管是「小于」还是「小于等于」的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录中索引的 next-key 锁会退化成间隙锁，其他扫描的记录，则是在这些记录的索引上加 next-key 锁。
实验二：针对「小于等于」的范围查询时，查询条件值的记录「存在」表中的情况。
假设事务 A 执行了这条范围查询语句，注意查询条件值的记录（id 为 5）存在于表中。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id <= 5 for update;
+----+--------+-----+
| id | name | age |
+----+--------+-----+
| 1 | 路飞 | 19 |
| 5 | 索隆 | 21 |
+----+--------+-----+
2 rows in set (0.00 sec) 事务 A 加锁变化过程如下：
- 最开始要找的第一行是
id = 1，于是对该记录加的是范围为(-∞, 1]的next-key锁；- 由于是范围查找，就会继续往后找存在的记录，扫描到的第二行是
id = 5，于是对该记录加的是范围为(1, 5]的next-key锁。- 由于主键索引具有唯一性，不会存在两个
id = 5的记录，所以不会再继续扫描，于是停止扫描。
从上面的分析中，可以得到事务 A 在主键索引上加了 2 个 X 型的锁：
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
实验三：再来看针对「小于」的范围查询时，查询条件值的记录「存在」表中的情况。
如果事务 A 的查询语句是小于的范围查询，且查询条件值的记录（id 为 5）存在于表中。
select * from user where id < 5 for update; 事务 A 加锁变化过程如下：
- 最开始要找的第一行是
id = 1，于是对该记录加的是范围为(-∞, 1]的next-key锁；- 由于是范围查找，就会继续往后找存在的记录，扫描到的第二行是
id = 5，该记录是第一条不满足id < 5条件的记录，于是该记录的锁会退化为间隙锁，锁范围是 (1,5)。- 由于找到了第一条不满足
id < 5条件的记录，于是停止扫描。
可以得知，此时**事务 A 在主键索引上加了两种 X 型锁：**
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，可以得到事务 A 在主键索引上加了 X 型的范围为 (-∞, 1] 的 next-key 锁，和 X 型的范围为 (1, 5) 的间隙锁。
因此，通过前面这三个实验可以得知，在针对「小于或者小于等于」的唯一索引（主键索引）范围查询时，存在这两种情况会将索引的 next-key 锁会退化成间隙锁的：
- 当条件值的记录「不在」表中时，那么不管是「小于」还是「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的主键索引中的
next-key锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的主键索引上加next-key锁。- 当条件值的记录「在」表中时：
- 如果是「小于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的主键索引中的
next-key锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的主键索引上，加next-key锁。- 如果是「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的主键索引中的
next-key锁「不会退化成间隙锁」，其他扫描到的记录，都是在这些记录的主键索引上加next-key锁。
Ⅴ. 非唯一索引等值查询
当我们用非唯一索引进行等值查询的时候，因为存在两个索引，一个是主键索引，一个是非唯一索引（二级索引），所以在加锁时，同时会对这两个索引都加锁，但是对主键索引加锁的时候，只有满足查询条件的记录才会对它们的主键索引加锁。
针对非唯一索引等值查询时，查询的记录存不存在，加锁的规则也会不同：
- 当查询的记录「存在」时，由于不是唯一索引，所以可能存在索引值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，直到扫描到第一个不符合条件的二级索引记录就停止扫描，然后在扫描的过程中，对扫描到的二级索引记录加的是
next-key锁，而对于第一个不符合条件的二级索引记录，该二级索引的next-key锁会退化成间隙锁。同时，在符合查询条件的记录的主键索引上加记录锁。- 当查询的记录「不存在」时，扫描到第一条不符合条件的二级索引记录，该二级索引的
next-key锁会退化成间隙锁。因为不存在满足查询条件的记录，所以不会对主键索引加锁。
接下里用两个实验来说明。
1、记录不存在的情况
先来说说非唯一索引等值查询时，查询的记录不存在的情况，因为这个比较简单。
假设事务 A 对非唯一索引（age）进行了等值查询，且表中不存在 age = 25 的记录。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where age = 25 for update;
Empty set (0.00 sec) 事务 A 加锁变化过程如下：
- 定位到第一条不符合查询条件的二级索引记录，即扫描到
age = 39，于是该二级索引的next-key锁会退化成间隙锁，范围是(22, 39)。- 停止查询
事务 A 在 age = 39 记录的二级索引上，加了 X 型的间隙锁，范围是 (22, 39)。意味着其他事务无法插入 age 值为 [23, 38] 这些新记录。不过对于插入 age = 22 和 age = 39 记录的语句，在一些情况是可以成功插入的，而一些情况则无法成功插入，具体哪些情况，会在后面说。
从上图的分析，可以看到，事务 A 在 age = 39 记录的二级索引上（INDEX_NAME: index_age ），加了范围为 (22, 39) 的 X 型间隙锁。
当有一个事务持有二级索引的间隙锁 (22, 39) 时，什么情况下，可以让其他事务的插入 age = 22 或者 age = 39 记录的语句成功？又是什么情况下，插入 age = 22 或者 age = 39 记录时的语句会被阻塞？
我们先要清楚，什么情况下插入语句会发生阻塞。
插入语句在插入一条记录之前，需要先定位到该记录在 B+树的位置，如果插入的位置的下一条记录的索引上有间隙锁，才会发生阻塞。
在分析二级索引的间隙锁是否可以成功插入记录时，我们要先要知道二级索引树是如何存放记录的！
二级索引树是按照二级索引值（**age**列）按顺序存放的，在相同的二级索引值情况下， 再按主键 id 的顺序存放。知道了这个前提，我们才能知道执行插入语句的时候，插入的位置的下一条记录是谁。
基于前面的实验，事务 A 是在 age = 39 记录的二级索引上，加了 X 型的间隙锁，范围是 (22, 39)。
插入 age = 22 记录的成功和失败的情况分别如下：
- 当其他事务插入一条
age = 22，id = 3的记录的时候，在二级索引树上定位到插入的位置，而该位置的下一条是id = 10、age = 22的记录，该记录的二级索引上没有间隙锁，所以这条插入语句可以执行成功。- 当其他事务插入一条
age = 22，id = 12的记录的时候，在二级索引树上定位到插入的位置，而该位置的下一条是id = 20、age = 39的记录，正好该记录的二级索引上有间隙锁，所以这条插入语句会被阻塞，无法插入成功。
而插入 age = 39 记录的成功和失败的情况分别如下：
- 当其他事务插入一条
age = 39，id = 3的记录的时候，在二级索引树上定位到插入的位置，而该位置的下一条是id = 20、age = 39的记录，正好该记录的二级索引上有间隙锁，所以这条插入语句会被阻塞，无法插入成功。- 当其他事务插入一条
age = 39，id = 21的记录的时候，在二级索引树上定位到插入的位置，而该位置的下一条记录不存在，也就没有间隙锁了，所以这条插入语句可以插入成功。
所以，当有一个事务持有二级索引的间隙锁 (22, 39) 时，插入 age = 22 或者 age = 39 记录的语句是否可以执行成功，关键还要考虑插入记录的主键值，因为「二级索引值（age列）+主键值（id列）」才可以确定插入的位置，确定了插入位置后，就要看插入的位置的下一条记录是否有间隙锁，如果有间隙锁，就会发生阻塞，如果没有间隙锁，则可以插入成功。
知道了这个结论之后，我们再回过头看，非唯一索引等值查询时，查询的记录不存在时，执行 select * from performance_schema.data_locks\G; 输出的结果。
在前面分析输出结果的时候，我说的结论是：「事务 A 在 age = 39 记录的二级索引上（INDEX_NAME: index_age），加了范围为 (22, 39) 的 X 型间隙锁」，这个结论其实还不够准确，因为只考虑了 LOCK_DATA 第一个数值（39），没有考虑 LOCK_DATA 第二个数值（20）。
那 LOCK_DATA: 39, 20 是什么意思？
LOCK_DATA第一个数值，也就是39， 它代表的是age值。从前面我们也知道了，LOCK_DATA第一个数值是next-key锁和间隙锁锁住的范围的右边界值。LOCK_DATA第二个数值，也就是20， 它代表的是id值。
之所以 LOCK_DATA 要多显示一个数值（**ID**值），是因为针对「当某个事务持有非唯一索引的 (22, 39) 间隙锁的时候，其他事务是否可以插入 age = 39 新记录」的问题，还需要考虑插入记录的 id 值。而 LOCK_DATA 的第二个数值，就是说明在插入 age = 39 新记录时，哪些范围的 id 值是不可以插入的。
因此， LOCK_DATA：39，20 + LOCK_MODE : X, GAP 的意思是，事务 A 在 age = 39 记录的二级索引上（INDEX_NAME: index_age），加了 age 值范围为 (22, 39) 的 X 型间隙锁，**同时针对其他事务插入 age 值为 39 的新记录时，不允许插入的新记录的 id 值小于 20 **。如果插入的新记录的 id 值大于 20，则可以插入成功。
但是我们无法从 select * from performance_schema.data_locks\G; 输出的结果分析出「在插入 age =22 新记录时，哪些范围的 id 值是可以插入成功的」，这时候就得自己画出二级索引的 B+ 树的结构，然后确定插入位置后，看下该位置的下一条记录是否存在间隙锁，如果存在间隙锁，则无法插入成功，如果不存在间隙锁，则可以插入成功！
2、记录存在的情况
假设事务 A 对非唯一索引（age）进行了等值查询，且表中存在 age = 22 的记录。
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where age = 22 for update;
+----+--------+-----+
| id | name | age |
+----+--------+-----+
| 10 | 山治 | 22 |
+----+--------+-----+
1 row in set (0.00 sec) 事务 A 加锁变化过程如下：
- 由于不是唯一索引，所以可能存在值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，最开始要找的第一行是
age = 22，于是对该二级索引记录加上范围为(21, 22]的next-key锁。同时，因为age = 22符合查询条件，于是对age = 22的记录的主键索引加上记录锁，即对id = 10这一行加记录锁。- 接着继续扫描，扫描到的第二行是
age = 39，该记录是第一个不符合条件的二级索引记录，所以该二级索引的next-key锁会退化成间隙锁，范围是(22, 39)。- 停止查询。
可以看到，事务 A 对主键索引和二级索引都加了 X 型的锁：
- 主键索引：
- 在
id = 10这条记录的主键索引上，加了记录锁，意味着其他事务无法更新或者删除id = 10的这一行记录。
- 在
- 二级索引（非唯一索引）：
- 在
age = 22这条记录的二级索引上，加了范围为(21, 22]的next-key锁，意味着其他事务无法更新或者删除age = 22的这一些新记录，不过对于插入age = 20和age = 21新记录的语句，在一些情况是可以成功插入的，而一些情况则无法成功插入，具体哪些情况，会在后面说。 - 在
age = 39这条记录的二级索引上，加了范围(22, 39)的间隙锁。意味着其他事务无法插入age值为23、24、..... 、38的这一些新记录。不过对于插入age = 22和age = 39记录的语句，在一些情况是可以成功插入的，而一些情况则无法成功插入，具体哪些情况，会在后面说。
- 在
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图的分析，可以看到，事务 A 对二级索引（INDEX_NAME: index_age ）加了两个 X 型锁，分别是：
- 在 age = 22 这条记录的二级索引上，加了范围为 (21, 22] 的 next-key 锁，意味着其他事务无法更新或者删除 age = 22 的这一些新记录，针对是否可以插入 age = 21 和 age = 22 的新记录，分析如下：
- 是否可以插入 age = 21 的新记录，还要看插入的新记录的 id 值，如果插入 age = 21 新记录的 id 值小于 5，那么就可以插入成功，因为此时插入的位置的下一条记录是 id = 5，age = 21 的记录，该记录的二级索引上没有间隙锁。如果插入 age = 21 新记录的 id 值大于 5，那么就无法插入成功，因为此时插入的位置的下一条记录是 id = 10，age = 22 的记录，该记录的二级索引上有间隙锁。
- 是否可以插入 age = 22 的新记录，还要看插入的新记录的 id 值，从
LOCK_DATA : 22, 10可以得知，其他事务插入 age 值为 22 的新记录时，如果插入的新记录的 id 值小于 10，那么插入语句会发生阻塞；如果插入的新记录的 id 大于 10，还要看该新记录插入的位置的下一条记录是否有间隙锁，如果没有间隙锁则可以插入成功，如果有间隙锁，则无法插入成功。
- 在 age = 39 这条记录的二级索引上，加了范围 (22, 39) 的间隙锁。意味着其他事务无法插入 age 值为 23、24、..... 、38 的这一些新记录，针对是否可以插入 age = 22 和 age = 39 的新记录，分析如下：
- 是否可以插入 age = 22 的新记录，还要看插入的新记录的 id 值，如果插入 age = 22 新记录的 id 值小于 10，那么插入语句会被阻塞，无法插入，因为此时插入的位置的下一条记录是 id = 10，age = 22 的记录，该记录的二级索引上有间隙锁（ age = 22 这条记录的二级索引上有 next-key 锁）。如果插入 age = 22 新记录的 id 值大于 10，也无法插入，因为此时插入的位置的下一条记录是 id = 20，age = 39 的记录，该记录的二级索引上有间隙锁。
- 是否可以插入 age = 39 的新记录，还要看插入的新记录的 id 值，从
LOCK_DATA : 39, 20可以得知，其他事务插入 age 值为 39 的新记录时，如果插入的新记录的 id 值小于 20，那么插入语句会发生阻塞，如果插入的新记录的 id 大于 20，则可以插入成功。
同时，事务 A 还对主键索引（INDEX_NAME: PRIMARY ）加了 X 型的记录锁：
- 在 id = 10 这条记录的主键索引上，加了记录锁，意味着其他事务无法更新或者删除 id = 10 的这一行记录。
为什么这个实验案例中，需要在二级索引索引上加范围 (22, 39) 的间隙锁？
要找到这个问题的答案，我们要明白 MySQL 在可重复读的隔离级别场景下，为什么要引入间隙锁？其实是为了避免幻读现象的发生。
如果这个实验案例中：
select * from user where age = 22 for update; 如果事务 A 不在二级索引索引上加范围 (22, 39) 的间隙锁，只在二级索引索引上加范围为 (21, 22] 的 next-key 锁的话，那么就会有幻读的问题。
前面我也说过，在非唯一索引上加了范围为 (21, 22] 的 next-key 锁，是无法完全锁住 age = 22 新记录的插入，因为对于是否可以插入 age = 22 的新记录，还要看插入的新记录的 id 值，从 LOCK_DATA : 22, 10 可以得知，其他事务插入 age 值为 22 的新记录时，如果插入的新记录的 id 值小于 10，那么插入语句会发生阻塞，如果插入的新记录的 id 值大于 10，则可以插入成功。
也就是说，只在二级索引索引（非唯一索引）上加范围为 (21, 22] 的 next-key 锁，其他事务是有可能插入 age 值为 22 的新记录的（比如插入一个 age = 22，id = 12 的新记录），那么如果事务 A 再一次查询 age = 22 的记录的时候，前后两次查询 age = 22 的结果集就不一样了，这时就发生了幻读的现象。
那么当在 age = 39 这条记录的二级索引索引上加了范围为 (22, 39) 的间隙锁后，其他事务是无法插入一个 age = 22，id = 12 的新记录，因为当其他事务插入一条 age = 22，id = 12 的新记录的时候，在二级索引树上定位到插入的位置，而该位置的下一条是 id = 20、age = 39 的记录，正好该记录的二级索引上有间隙锁，所以这条插入语句会被阻塞，无法插入成功，这样就避免幻读现象的发生。
所以，为了避免幻读现象的发生，就需要在二级索引索引上加范围 (22, 39) 的间隙锁。
Ⅵ. 非唯一索引范围查询
非唯一索引和主键索引的范围查询的加锁也有所不同，不同之处在于非唯一索引范围查询，索引的 next-key lock 不会有退化为间隙锁和记录锁的情况，也就是非唯一索引进行范围查询时，对二级索引记录加锁都是加 next-key 锁。
就带大家简单分析一下，事务 A 的这条范围查询语句：
mysql> begin;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where age >= 22 for update;
+----+-----------+-----+
| id | name | age |
+----+-----------+-----+
| 10 | 山治 | 22 |
| 20 | 香克斯 | 39 |
+----+-----------+-----+
2 rows in set (0.01 sec) 事务 A 的加锁变化：
- 最开始要找的第一行是
age = 22，虽然范围查询语句包含等值查询，但是这里不是唯一索引范围查询，所以是不会发生退化锁的现象，因此对该二级索引记录加next-key锁，范围是(21, 22]。同时，对age = 22这条记录的主键索引加记录锁，即对id = 10这一行记录的主键索引加记录锁。- 由于是范围查询，接着继续扫描已经存在的二级索引记录。扫面的第二行是
age = 39的二级索引记录，于是对该二级索引记录加next-key锁，范围是(22, 39]，同时，对age = 39这条记录的主键索引加记录锁，即对id = 20这一行记录的主键索引加记录锁。- 虽然我们看见表中最后一条二级索引记录是
age = 39的记录，但是实际在Innodb存储引擎中，会用一个特殊的记录来标识最后一条记录，该特殊的记录的名字叫supremum pseudo-record，所以扫描第二行的时候，也就扫描到了这个特殊记录的时候，会对该二级索引记录加的是范围为(39, +∞]的next-key锁。- 停止查询
可以看到，事务 A 对主键索引和二级索引都加了 X 型的锁：
在 age >= 22 的范围查询中，明明查询 age = 22 的记录存在并且属于等值查询，为什么不会像唯一索引那样，将 age = 22 记录的二级索引上的 next-key 锁退化为记录锁？
因为 age 字段是非唯一索引，不具有唯一性，所以如果只加记录锁（记录锁无法防止插入，只能防止删除或者修改），就会导致其他事务插入一条 age = 22 的记录，这样前后两次查询的结果集就不相同了，出现了幻读现象。
Ⅶ. 没有加索引的查询
前面的案例，我们的查询语句都有使用索引查询，也就是查询记录的时候，是通过索引扫描的方式查询的，然后对扫描出来的记录进行加锁。
如果锁定读查询语句，没有使用索引列作为查询条件，或者查询语句没有走索引查询，导致扫描是全表扫描。那么，每一条记录的索引上都会加 next-key 锁，这样就相当于锁住的全表，这时如果其他事务对该表进行增、删、改操作的时候，都会被阻塞。
不只是锁定读查询语句不加索引才会导致这种情况，update 和 delete 语句如果查询条件不加索引，那么由于扫描的方式是全表扫描，于是就会对每一条记录的索引上都会加 next-key 锁，这样就相当于锁住的全表。
因此，在线上在执行 update、delete、select ... for update 等具有加锁性质的语句，一定要检查语句是否走了索引，如果是全表扫描的话，会对每一个索引加 next-key 锁，相当于把整个表锁住了，这是挺严重的问题。