前言
最近在阅读小林coding的时候，看到了一些关于mysql锁的知识，便记录了这篇文章，主要是学习总结
MySQL 有哪些锁？
在 MySQL 里，根据加锁的范围，可以分为全局锁、表级锁和行锁三类。
本文着重讲MySQL加行级锁的规则。
行级锁
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，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锁，可以使用下面这两个方式，这种查询会加锁的语句称为锁定读。
//对读取的记录加共享锁
select ... lock in share mode;//对读取的记录加独占锁
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。
行级锁有哪些种类？
不同隔离级别下，行级锁的种类是不同的。
在读已提交隔离级别下，行级锁的种类只有记录锁，也就是仅仅把一条记录锁上。
在可重复读隔离级别下，行级锁的种类除了有记录锁，还有间隙锁（目的是为了避免幻读），所以行级锁的种类主要有三类：
Record Lock，记录锁，也就是仅仅把一条记录锁上；
Gap Lock，间隙锁，锁定一个范围，但是不包含记录本身；
Next-Key Lock：Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身。
接下来，分别介绍这三种行级锁。
Record Lock
Record Lock 称为记录锁，锁住的是一条记录。而且记录锁是有 S 锁和 X 锁之分的：
当一个事务对一条记录加了 S 型记录锁后，其他事务也可以继续对该记录加 S 型记录锁（S 型与 S 锁兼容），但是不可以对该记录加 X 型记录锁（S 型与 X 锁不兼容）;
当一个事务对一条记录加了 X 型记录锁后，其他事务既不可以对该记录加 S 型记录锁（S 型与 X 锁不兼容），也不可以对该记录加 X 型记录锁（X 型与 X 锁不兼容）。
举个例子，当一个事务执行了下面这条语句：
mysql > begin;
mysql > select * from t_test where id = 1 for update;事务会对表中主键 id = 1 的这条记录加上 X 型的记录锁，如果这时候其他事务对这条记录进行删除或者更新操作，那么这些操作都会被阻塞。注意，其他事务插入一条 id = 1 的新记录并不会被阻塞，而是会报主键冲突的错误，这是因为主键有唯一性的约束。
当事务执行 commit 后，事务过程中生成的锁都会被释放。
Gap Lock
Gap Lock 称为间隙锁，只存在于可重复读隔离级别，目的是为了解决可重复读隔离级别下幻读的现象。
假设，表中有一个范围 id 为（3，5）间隙锁，那么其他事务就无法插入 id = 4 这条记录了，这样就有效的防止幻读现象的发生。
间隙锁虽然存在 X 型间隙锁和 S 型间隙锁，但是并没有什么区别，间隙锁之间是兼容的，即两个事务可以同时持有包含共同间隙范围的间隙锁，并不存在互斥关系，因为间隙锁的目的是防止插入幻影记录而提出的。
Next-Key Lock
Next-Key Lock 称为临键锁，是 Record Lock + Gap Lock 的组合，锁定一个范围，并且锁定记录本身。
假设，表中有一个范围 id 为（3，5] 的 next-key lock，那么其他事务即不能插入 id = 4 记录，也不能修改和删除 id = 5 这条记录。
所以，next-key lock 即能保护该记录，又能阻止其他事务将新记录插入到被保护记录前面的间隙中。
next-key lock 是包含间隙锁+记录锁的，如果一个事务获取了 X 型的 next-key lock，那么另外一个事务在获取相同范围的 X 型的 next-key lock 时，是会被阻塞的。
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。
下面会以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 版本是 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。
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：
接下里用两个案例来说明
1、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。
通过 LOCK_MODE 可以确认是 next-key 锁，还是间隙锁，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 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、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。
比如，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？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。
为什么不可以针对不存在的记录加记录锁？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。
总结
记录存在的话，会加记录锁（防删除和修改）
记录不存在，加间隙锁（防新增，因为记录本就不存在，加不了记录锁，锁是在索引上建立的）
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。也是要分情况讨论
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，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：
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 的锁，分别是：
2、针对「小于或者小于等于」的范围查询
实验一：针对「小于」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：
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：
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：
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。
1、记录不存在的情况
实验一：针对非唯一索引等值查询时，查询的值不存在的情况。
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、24、25、26、....、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。
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。
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。
2、记录存在的情况
实验二：针对非唯一索引等值查询时，查询的值存在的情况。text
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，所以肯定存在值相同的记录，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。
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 = 21 和 age = 22 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。
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。
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：
主键索引（id 列）：
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 id = 20 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 = 20 的这一行记录。
二级索引（age 列）：
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，不过对于是否可以插入 age = 21 和 age = 22 的新记录，还需要看新记录的 id 值，有些情况是可以成功插入的，而一些情况则无法插入，具体哪些情况，我们前面也讲了。
在 age = 39 这条记录的二级索引上，加了范围为 (22, 39] 的 next-key 锁，意味着其他事务无法更新或者删除 age = 39 的这一些记录，也无法插入 age 值为 23、24、25、...、38 的这一些新记录。不过对于是否可以插入 age = 22 和 age = 39 的新记录，还需要看新记录的 id 值，有些情况是可以成功插入的，而一些情况则无法插入，具体哪些情况，我们前面也讲了。
在特殊的记录（supremum pseudo-record）的二级索引上，加了范围为 (39, +∞] 的 next-key 锁，意味着其他事务无法插入 age 值大于 39 的这些新记录。
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。
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。
本文参考
