一、加锁规则：

1、规则：两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”。

原则：
 ①、加锁的基本单位是next-key lock。next-key lock是前开后闭区间。
 ②、查找过程中访问到的对象才会加锁。

优化：
 ①、索引上的等值查询，给唯一索引加锁的时候，next-key lock退化为行锁。
 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。（从第一个满足等值条件的索引记录开始向右遍历到第一个不满足等值条件记录，并将第一个不满足等值条件记录上的next-key lock 退化为间隙锁）

bug：
 ①、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。

2、举例说明：

对于下表：

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);

<1>、等值查询间隙锁：

等值查询的间隙锁

 由于表t中没有id=7的记录，所以用加锁规则判断：
  根据原则1，加锁单位是next-key lock，session A加锁范围就是(5,10]；
  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-key lock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。

<2>、非唯一索引等值锁：

只加在非唯一索引上的锁

 这里session A要给索引c上c=5的这一行加上读锁。
  根据原则1，加锁单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。
  由于c是普通索引（有可能在5后还存在索引等于5的值），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。
  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)。
  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。
 注意：
  ①、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。
  ②、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。

<3>、主键索引范围锁：

主键索引上范围查询的锁

 
  开始执行的时候，要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(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。
  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-key lock(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]。
 注意：
  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。

<4>、非唯一索引范围锁:

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。

<5>、唯一索引范围锁bug：

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，因此认为这是个bug。

<6>、非唯一索引上存在"等值"的例子：

给表t插入一条新记录。

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

  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。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。

delete 示例

<7>、limit 语句加锁：

limit 语句加锁

  session A的delete语句加了 limit 2。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，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。

  这个例子告诉我们，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。

<8>、一个死锁的例子：

死锁

 按照时间顺序来分析：
  session A 启动事务后执行查询语句加lock in share mode，在索引c上加了next-key lock(5,10] 和间隙锁(10,15)；
  session B 的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10] ，进入锁等待；
  然后session A要再插入(8,8,8)这一行，被session B的间隙锁锁住。由于出现了死锁，InnoDB让session B回滚。

 注意：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。