背景：因为间隙锁在可重复读隔离级别下才有效，所以本篇文章接下来的描述，若没有特殊说明，默认 是可重复读隔离级别。

1.加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。

(1). 原则1:加锁的基本单位是next-keylock。希望你还记得，next-keylock是前开后闭区间。

(2).原则2:查找过程中访问到的对象才会加锁。

(3)优化1:索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-keylock退化为行锁。

(4)优化2:索引上的等值查询，向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候，next-key lock退化为间隙锁

(5)一个bug:唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

我还是以上篇文章的表t为例，和你解释一下这些规则。表t的建表语句和初始化语句如下。

 CREATE TABLE `t` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL, `d` int(11) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`), KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;

insert into t values(0,0,0),(5,5,5), (10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);

案例一:等值查询间隙锁

 图1 等值查询的间隙锁

由于表t中没有id=7的记录，所以用我们上面提到的加锁规则判断一下的话:

1. 根据原则1，加锁单位是next-keylock，sessionA加锁范围就是(5,10];

2. 同时根据优化2，这是一个等值查询(id=7)，而id=10不满足查询条件，next-keylock退化成间

   隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)。

所以，session B要往这个间隙里面插入id=8的记录会被锁住，但是session C修改id=10这行是可

以的。

案例二:非唯一索引等值锁

关于覆盖索引上的锁:

看到这个例子，你是不是有一种“该锁的不锁，不该锁的乱锁”的感觉?我们来分析一下吧。

这里session A要给索引c上c=5的这一行加上读锁。

1. 根据原则1，加锁单位是next-keylock，因此会给(0,5]加上next-keylock。

2. 要注意c是普通索引，因此仅访问c=5这一条记录是不能马上停下来的，需要向右遍历，查到 c=10才放弃。根据原则2，访问到的都要加锁，因此要给(5,10]加next-key lock。

3. 但是同时这个符合优化2:等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个等值条件，因此 退化成间隙锁(5,10)。

4. 根据原则2，只有访问到的对象才会加锁，这个查询使用覆盖索引，并不需要访问主键索 引，所以主键索引上没有加任何锁，这就是为什么session B的update语句可以执行完成。

但session C要插入一个(7,7,7)的记录，就会被session A的间隙锁(5,10)锁住。

需要注意，在这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是for update就不一样 了。 执行 for update时，系统会认为你接下来要更新数据，因此会顺便给主键索引上满足条件的行加上行锁。

这个例子说明，锁是加在索引上的;同时，它给我们的指导是，如果你要用lock in share mode 来给行加读锁避免数据被更新的话，就必须得绕过覆盖索引的优化，在查询字段中加入索引中不 存在的字段。比如，将session A的查询语句改成select d from t where c=5 lock in share mode。 你可以自己验证一下效果。

案例三:主键索引范围锁 

对于我们这个表t，下面这两条查询语句，加锁范围相 同吗?

select * from t where id=10 for update;
select * from t where id>=10 and id<11 for update;

 你可能会想，id定义为int类型，这两个语句就是等价的吧?其实，它们并不完全等价。 在逻辑上，这两条查语句肯定是等价的，但是它们的加锁规则不太一样。现在，我们就让

session A执行第二个查询语句，来看看加锁效果。

 现在我们就用前面提到的加锁规则，来分析一下session A 会加什么锁呢?

    1. 开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-keylock(5,10]。 根据优化1， 主键id上的等值条件，退化成行锁，只加了id=10这一行的行锁。

    2.范围查找就往后继续找，找到id=15这一行停下来，因此需要加next-keylock(10,15]。

所以，session A这时候锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]。这

样，session B和session C的结果你就能理解了。
这里你需要注意一点，首次session A定位查找id=10的行的时候，是当做等值查询来判断的，而

向右扫描到id=15的时候，用的是范围查询判断。

案例四:非唯一索引范围锁

接下来，我们再看两个范围查询加锁的例子，你可以对照着案例三来看。

需要注意的是，与案例三不同的是，案例四中查询语句的where部分用的是字段c。

图4 非唯一索引范围锁 

这次session A用字段c来判断，加锁规则跟案例三唯一的不同是:在第一次用c=10定位记录的时

候，索引c上加了(5,10]这个next-key lock后，由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，也就是 说不会蜕变为行锁，因此最终sesion A加的锁是，索引c上的(5,10] 和(10,15] 这两个next-key lock。

所以从结果上来看，sesson B要插入(8,8,8)的这个insert语句时就被堵住了。 这里需要扫描到c=15才停止扫描，是合理的，因为InnoDB要扫到c=15，才知道不需要继续往后

找了。

案例五:唯一索引范围锁bug

前面的四个案例，我们已经用到了加锁规则中的两个原则和两个优化，接下来再看一个关于加锁规则中bug的案例。

图5 唯一索引范围锁的bug 

session A是一个范围查询，按照原则1的话，应该是索引id上只加(10,15]这个next-key lock，并

且因为id是唯一键，所以循环判断到id=15这一行就应该停止了。 但是实现上，InnoDB会往前扫描到第一个不满足条件的行为止，也就是id=20。而且由于这是个

范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上。
所以你看到了，session B要更新id=20这一行，是会被锁住的。同样地，session C要插入id=16

的一行，也会被锁住。 照理说，这里锁住id=20这一行的行为，其实是没有必要的。因为扫描到id=15，就可以确定不用

往后再找了。但实现上还是这么做了，因此我认为这是个bug。

案例六:非唯一索引上存在"等值"的例子

接下来的例子，是为了更好地说明“间隙”这个概念。这里，我给表t插入一条新记录。

insert into t values(30,10,30);

新插入的这一行c=10，也就是说现在表里有两个c=10的行。那么，这时候索引c上的间隙是什么 状态了呢?你要知道，由于非唯一索引上包含主键的值，所以是不可能存在“相同”的两行的。

可以看到，虽然有两个c=10，但是它们的主键值id是不同的(分别是10和30)，因此这两个

c=10的记录之间，也是有间隙的。

图中画出了索引c上的主键id。为了跟间隙锁的开区间形式进行区别，我用(c=10,id=30)这样的形式，来表示索引上的一行。

这次我们用delete语句来验证。注意，delete语句加锁的逻辑，其实跟select ... for update 是类 似的，也就是我在文章开始总结的两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。

图7 delete 示例 

这时，session A在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录。同样地，根据原则1，这里加的是

(c=5,id=5)到(c=10,id=10)这个next-key lock。

然后，session A向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。根据优化2，这是一个 等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成(c=10,id=10) 到 (c=15,id=15)的间隙 锁。

也就是说，这个delete语句在索引c上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分。

 图8 delete加锁效果示例

案例七:limit 语句加锁

图9 limit 语句加锁 

这个例子里，session A的delete语句加了 limit 2。你知道表t里c=10的记录其实只有两条，因此

加不加limit 2，删除的效果都是一样的，但是加锁的效果却不同。可以看到，session B的insert

语句执行通过了，跟案例六的结果不同。

这是因为，案例七里的delete语句明确加了limit 2的限制，因此在遍历到(c=10, id=30)这一行之 后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。

因此，索引c上的加锁范围就变成了从(c=5,id=5)到(c=10,id=30)这个前开后闭区间，如下图所 示:

 图10 带limit 2的加锁效果

可以看到，(c=10,id=30)之后的这个间隙并没有在加锁范围里，因此insert语句插入c=12是可以

执行成功的。

这个例子对我们实践的指导意义就是，在删除数据的时候尽量加limit。这样不仅可以控制删除 数据的条数，让操作更安全，还可以减小加锁的范围。

案例八:一个死锁的例子

前面的例子中，我们在分析的时候，是按照next-key lock的逻辑来分析的，因为这样分析比较方 便。最后我们再看一个案例，目的是说明:next-key lock实际上是间隙锁和行锁加起来的结果。

你一定会疑惑，这个概念不是一开始就说了吗?不要着急，我们先来看下面这个例子:

图11 案例八的操作序列

现在，我们按时间顺序来分析一下为什么是这样的结果。 

1. sessionA启动事务后执行查询语句加lockinsharemode，在索引c上加了next-key lock(5,10] 和间隙锁(10,15);

2. sessionB的update语句也要在索引c上加next-keylock(5,10]，进入锁等待;
3. 然后sessionA要再插入(8,8,8)这一行，被sessionB的间隙锁锁住。由于出现了死

锁，InnoDB让session B回滚。
你可能会问，session B的next-key lock不是还没申请成功吗?

其实是这样的，session B的“加next-key lock(5,10] ”操作，实际上分成了两步，先是加(5,10)的间 隙锁，加锁成功;然后加c=10的行锁，这时候才被锁住的。

也就是说，我们在分析加锁规则的时候可以用next-key lock来分析。但是要知道，具体执行的时 候，是要分成间隙锁和行锁两段来执行的。