一般来说，加锁读，UPDATE，或者DELETE这些SQL语句，会在执行时扫描的每一条记录上加记录锁，无论语句中的WHERE条件是否将某一行排除在外。InnoDB不会记得WHERE条件是什么，只能知道扫描了哪些索引。 这里加的锁通常都是next-key锁，会阻塞向当前记录前面的一段"间隙"里面插入数据的操作。[间隙锁]可以显示的禁用，从而也就不会产生next-key锁。更多信息可以查看InnoDB中的锁。事务隔离级别也会影响加锁的机制，参考事务隔离级别。
如果在查询中使用了辅助索引，并且在辅助索引记录上加了排它锁，InnoDB同时也会在相应的聚集索引记录上加上锁。
如果在你的语句中没有合适的索引可以使用，MySQL必须要扫描整个表来处理，表中的每一行都会被锁住，从而阻塞了其他用户往表中插入数据。创建良好的索引非常重要，它可以让你的查询无需扫描很多行记录。
InnoDB设置各种锁的机制如下：
SELECT ... FROM是一致性读，它从数据库的一个快照中读取数据，不会加任何锁，除非事务隔离级别被设置为SERIALIZABLE，对于SERIALIZABLE级别，查询过程中会在它遇到的每一条记录加上共享next-key锁。然而，如果使用了唯一索引来查询唯一的记录，则只需要在一条记录上加锁。
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对于加锁读(SELECT with FOR UPDATE or LOCK IN SHARD MODE)，UPDATE和DELETE语句，如何设置锁取决于语句中使用的是唯一索引及唯一查询，还是一个范围查询。
对于查询中遇到的索引记录，SELECT ... FOR UPDATE会阻塞其他事务进行https://dev.mysql.com/doc/refman/5.6/en/select.html操作，同时也会阻塞某些隔离级别下的读操作。一致性读忽略当前读取视图中任何记录上的锁。
UPDATE ... WHERE ...给查询中遇到的每一条记录加上next-key锁。然而，如果使用了唯一索引来查询唯一的记录，则只需要在一条记录上加锁。
当UPDATE修改一条聚集索引时，会在相应的辅助索引上产生锁。UPDATE操作在插入新的辅助索引记录之前，会扫描进行重复检查，此时会在辅助索引上加上共享锁。
DELETE FROM ... WHERE ...在遇到的每条记录上都加上排它next-key锁。然而，如果使用了唯一索引来查询唯一的记录，则只需要在一条记录上加锁。
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INSERT在要插入的记录上加排它锁。这是一个记录锁，不是next-key锁(也就是没有间隙锁)，因此不会阻止其他事务向这条记录之前的间隙中插入数据。
在插入数据之前，会加上一种间隙锁，叫做插入意向锁。这个锁显示了一种意图，即当前事务准备向表中插入数据，多个事务可以向同一个间隙中同时插入数据，只要它们不向同一个位置插入数据。假设现在表中有索引记录4和7。不同的事务尝试插入值5和6，在获取插入行的排它锁之前，它们都在4到7之间的间隙上加上了插入意向锁，它们不会阻塞彼此，因为要插入的行是不冲突的。(译注：这段文档字面意思很容易懂，但是整体要表达的意思不好理解，它似乎在强调意向锁不会导致多个插入操作相互阻塞，但是确让人疑惑意向锁到底有什么用)在插入数据时，如果出现了重复key的错误，会在重复的记录上加共享锁。共享锁的这种使用方式可能会导致死锁：在多个事务尝试向同一个位置插入数据时，如果某个其他事务已经这条记录的排它锁，并且这个事务删除了这条记录。假设一个表有如下结构：
CREATE TABLE t1 (i INT, PRIMARY KEY (i)) ENGINE = InnoDB;假设此时有三个事务按照如下顺序进行操作：
事务1：START TRANSACTION; INSERT INTO t1 VALUES(1);事务2：
START TRANSACTION; INSERT INTO t1 VALUES(1);事务3：
START TRANSACTION; INSERT INTO t1 VALUES(1);事务1：
ROLLBACK;事务1的第一个操作会获取到这条数据的排它锁。事务2和事务3的操作会得到一个重复key错误，然后它们都会请求在这条数据上加共享锁(译注：不懂为什么)。当事务1会回滚后，它会释放这条数据上的排它锁，然后事务2和事务3请求的共享锁就会成功。在此时，事务2和事务3就死锁了：它们都无法获取到这条数据的排它锁，因为他们都占有了共享锁。
一个类似的情况是，表中已经有了值为1的这条数据，然后三个事务按如下顺序操作：
事务1：START TRANSACTION; DELETE FROM t1 WHERE i = 1;事务2：
START TRANSACTION; INSERT INTO t1 VALUES(1);事务3：
START TRANSACTION; INSERT INTO t1 VALUES(1);事务1：
COMMIT;事务1首先会获取这条数据的排它锁。事务2和事务3的操作会得到一个重复key错误，然后它们都会请求在这条数据上加共享锁。当事务1提交后，它会释放这条数据上的排它锁，然后事务2和事务3请求的共享锁就会成功。在此时，事务2和事务3就死锁了：它们都无法获取到这条数据的排它锁，因为他们都占有了共享锁。
INSERT ... ON DUPLICATE KEY UPDATE和单纯的INSERT不同：当遇到重复key错误时，不会去请求共享锁，而是请求排它锁。对于重复的主键索引，会请求获取一个排它记录锁；对于重复的普通索引，会请求获取next-key锁。
在唯一key没有冲突的情况下，REPLACE的行为和INSERT类似。其他情况下，在准备替换的记录上加排它next-key锁。
INSERT INTO T SELECT ... FROM S WHERE ...在插入到表T中的每一行上加排它锁(没有间隙锁)。如果事务隔离级别是READ COMMITTED或者开启了innodb_locks_unsafe_for_binlog并且隔离级别不是SERIALIZABLE，InnoDB使用类似一致性读的方式来查询。其他情况下，InnoDB在表S中的数据加上共享next-key锁。
CREATE TABLE ... SELECT ...和[INSERT ... SELECT]类似，使用一致性读或者使用共享next-key锁来SELECT。
当使用[SELECT]来构建REPLACE INTO t SELECT ... FROM s WHERE ... or UPDATE t ... WHERE col IN (SELECT ... FROM s ...)，InnoDB在表s的数据上加共享next-key锁。当初始化表中被指定为
AUTO_INCREMENT的列时，InnoDB在这一列的索引尾部加上一个排它锁。在访问auto-increment计数器时，InnoDB使用一个专用的AUTO-INC表锁模式，此模式下，锁只会持续到当前SQL语句结束，而不是持续到整个事务结束。当AUTO-INC表锁被占用时，其他事务不能向表中插入数据。参考InnoDB事务模型
InnoDB在获取AUTO_INCREMENT列的值时，不需要加任何锁。如果表上有
FOREIGN KEY约束，任何需要做约束检查的的插入、更新和删除操作都会在被检查的数据上加共享锁。LOCK TABLES设置表锁，表锁是由InnoDB之上的MySQL层来设置的。如果
innodb_table_locks为1(默认情况)并且autocommit为0，并且MySQL层能够知道底层的锁，那么innodb能够察觉到表锁的存在。
此外，InnoDB的死锁检测机制不能够探测到和表锁关联的死锁。同时，由于高层的MySQL不知道底层的锁，可能出现一种情况： 当前事务加上了表锁，但是其他事务同时也加上了一些底层的锁。然而，这并不会影响事务的完整性，如死锁检测和回滚中所描述的。另外可以参考InnoDB表的限制。
