心灵拷问：MySQL 到底是怎么加行级锁、间隙锁、临键锁的？
讲之前，先唠点5毛钱的基础小知识。我们都知道 MySQL 有全局锁、表记锁和行级别锁，其中行级锁加锁规则比较复杂，不同的场景，加锁的形式还不同。
需要明确的是：对记录加锁时，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。而 next-key lock 在一些场景下会退化成记录锁或间隙锁。
先回顾一下：锁类型
- 共享锁 (S锁)：假设事务T1对数据A加上共享锁，事务T2可以读数据A，不能修改数据A。
- 排他锁 (X锁)：假设事务T1对数据A加上排他锁，事务T2不能读也不能修改数据A。
- 意向共享锁 (IS锁)：事务在获取（任何一行/或全表）S锁前，一定会先在所在的表上加IS锁。
- 意向排他锁 (IX锁)：事务在获取（任何一行/或全表）X锁前，一定会先在所在的表上加IX锁。
了解行级锁：MySQL InnoDB支持三种行锁定方式
InnoDB默认加锁方式是next-key。如果某个加锁操作未使用到索引，该锁则会退化为表锁。
- 行锁 (Record Lock)：存在唯一索引中 (包含主键索引)，锁是在加索引上而不是行上的，也就是key。innodb一定存在聚簇索引，因此行锁最终都会落到聚簇索引上！
- 间隙锁 (Gap Lock)：存在非唯一索引中，锁定索引记录间隙，确保索引记录的间隙不变。
- 临键锁 (Next-Key Lock) ：一种特殊的间隙锁 = 行锁+间隙锁，除了锁住记录本身，还会锁住索引之间的间隙，即锁定一段左开右闭的索引区间
✈ 那么何时使用行锁，何时产生间隙锁？
- 只使用唯一索引查询，并且只锁定一条记录时，innoDB会使用行锁。
- 只使用唯一索引查询，但是检索条件是范围检索，或者是唯一检索但检索结果不存在（试图锁住不存在的数据）时，会产生 Next-Key Lock（临键锁）。
- 使用普通索引检索时，不管是何种查询，只要加锁，都会产生间隙锁（Gap Lock）。
- 同时使用唯一索引和普通索引时，由于数据行是优先根据普通索引排序，再根据唯一索引排序，所以也会产生间隙锁。
☁ 扩展小知识：为什么要有间隙锁？
是为了防止幻读，其主要通过两个方面实现这个目的
（1）防止间隙内有新数据被插入
（2）防止已存在的数据，更新成间隙内的数据
RU和 RC事务隔离级别下的加锁
前导:
RU和RC不存在间隙锁！如果隔离级别为RU和RC，无论条件列上是否有索引，都不会锁表，只锁行！而所谓的“锁表”，其原理是通过行锁+间隙锁来实现的。
假设我们的数据表如下：
| id (主键索引) | name (无索引) | age (普通索引) |
|---|---|---|
| 1 | 张三 | 18 |
| 2 | 李四 | 20 |
| 3 | 王五 | 30 |
| 7 | 赵六 | 20 |
查看以下6种查询：等值/范围 加锁情况
select * from table where id = 2 ; select * from table where id < 2 ;select * from table where id = 2 lock in share mode;select * from table where id < 2 lock in share mode;select * from table where id = 2 for update;select * from table where id < 2 for update;**➳ 解析：**这2种隔离级别下，无论是范围查询还是等值查询，只存在2种加锁类型：读锁、写锁。
注意：如果上述where条件中换成无索引的name，与本例中条件是主键索引的加锁情况一致。实际内部不一样，在RC/RU隔离级别中，MySQL Server做了优化。在条件列没有索引的情况下，尽管通过聚簇索引来扫描全表，进行全表加锁。但MySQL Server层会进行 过滤把不符合条件的锁当即释放掉，因此看起来最终结果一样。实际内部多了一个释放不符合条件的锁的过程而已
RR级别下加锁范围：环境准备
不同版本的加锁规则存在差异，将以 MySQL 8.0.25 为例，验证 next-key lock 加锁范围。
MySQL 版本：8.0.27
隔离级别：可重复读(RR)
存储引擎：InnoDB
构建数据表：
▎非唯一索引的等值查询
当我们用非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。
★ 加锁规则
- 查询的记录存在：除了会加 next-key lock 外，还额外加Gap Lock间隙锁，即加两把锁。
- 记录不存在时：只会加 next-key lock，然后会退化为Gap Lock间隙锁，即只会加一把锁。
☛ 等值查询：值存在
针对非唯一索引等值查询，查询的值存在，加2把锁： next-key lock + 间隙锁。
1. 假设下面2个事务，进行对数据的操作顺序如下
| 时间顺序 | 事务A | 事务B |
|---|---|---|
| 1 | begin; -- 开始事务 | |
| 2 | select * from demo where age=21 lock in share mode; -- 查询age=21的记录，并加读锁（共享锁） | |
| 3 | begin; -- 开始事务 | |
| 4 | .... 此处事务B操作，下方展示 | |
| 5 | commit ; -- 提交事务 |
∞ 事务A加锁变化过程
① 对普通索引 age 加上 next-key lock，临键锁本身是左开右闭的区间，即范围是(19,21]，也就是说，除了锁定age=21 这条记录本身，还锁定了索引节点上 age=21 前面的那个间隙。
② 因为是非唯一索引，且查询的记录是存在的**（加锁规则1）**，所以还会加上Gap Lock间隙锁，规则是向下遍历到第一个不符合条件的值才能停止，因此间隙锁的范围是(21,24)
**➳ 结论：**事务A的普通索引 age上共有两个锁，分别是 next-key lock(19,21] 和 间隙锁(21,24) 。
2. 假设事务B的数据操作如下
得知age共有2个锁，其锁范围 (19,21]、(21,24)，也就是总范围是：(19,24)，如果另外一个事务B在此锁范围内进行数据的操作会如何？
» 测试第一把锁范围：age临键锁(19-21]
**示例a：**针对锁范围 (19,21]，其上区间边界值age=19的数据修改
update demo set name='梅花十三' where age=19; -- 成功**示例b：**针对锁范围 (19,21]，其上区间边界值age=19，相同数据插入
insert into demo(id, age, name) VALUES (4,19,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (7,19,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (20,19,'张三');
-- 思考：为什么age相同的情况都是19，其id=4的记录能够插入成功，而id=7或20的插入失败！**✦ 解析：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围。**针对锁范围 (19,21] ，其锁相对应的id范围是(5，8），如果新插入的数据，其age值是上区间边界值19，则其插入的主键必须是小于 age=19所对应的id值5。主键<5的可以插入，>5的不可以，否则插入失败。
**示例c：**插入/修改 (19,21] 区间内的数据——20
insert into demo(id, age, name) VALUES (4,20,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (7,20,'张三'); update demo set name='梅花' where age=20; 注：age=20在临键锁(19-21]范围内，因此插入的id是否大于其边界值[id=5,age=19]都是失败的**示例d：**插入/修改 (19,21] 的后闭范围—— 21
insert into demo(id, age, name) VALUES (7,21,'张三'); update demo set name='梅花update' where age=21;
-- 注：21处于（19,21] 的后闭范围，因此age=21这条索引是被锁住的，无论修改还是新增都失败» 测试第二把锁范围：age间隙锁(21-24）
**示例a：**针对间隙锁(21,24）范围内的区间值 ——22、23
insert into demo(id, age, name) VALUES (9,22,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (9,23,'张三');**示例b：**针对间隙锁(21,24）的下区间边界值 ——24
update demo set name='梅花update' where age=24; insert into demo(id, age, name) VALUES (9,24,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (11,24,'张三');
-- 思考：为什么age相同的情况都是24，其id=9的记录失败了，而id=11的插入成功！✦ 解析：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围。针对锁范围 (21,24)，下区间边界值是24，其对应的id为10，如果新插入的数据，其age值是下区间边界值24，则其插入的主键必须是大于 age=24所对应的id值10。即主键>10的可以插入，<10不可以，否则插入失败。
**➳ 注意：**针对插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围。这里需要区分一个点，是上区间还是下区间，如下图，即便插入的是边界值，最终它封锁的还是 (19,24) 这个范围。
☛ 等值查询：值不存在
针对非唯一索引等值查询，查询的记录不存在，则加 next-key lock，但会退化为Gap Lock间隙锁，即只会加一把锁。
1. 事务顺序如下
| 时间顺序 | 事务A | 事务B |
|---|---|---|
| 1 | begin; -- 开始事务 | |
| 2 | select * from demo where age=17 lock in share mode; （查询一个不存在的记录） | |
| 3 | begin; -- 开始事务 | |
| 4 | .... 此处事务B操作，下方展示 | |
| 5 | commit ; -- 提交事务 |
∞ 事务A加锁变化过程
① 加锁查询age=17的记录，先会对普通索引 age 加上 next-key lock，范围是(16,19]。
② 由于查询的记录不存在**（加锁规则2）**，所以不会再额外加个间隙锁，但next-key lock 会退化为间隙锁，最终加锁范围是 (16,19)。
2. 假设事务B的操作如下
根据加锁规则2：非唯一索引等值查询记录不存在时，只会加next-key lock，并退化为Gap Lock间隙锁，即只会加一把锁。故查询age=17获得临键锁(16,19] ，并退化成间隙锁 (16,19)
» 测试锁范围：age间隙锁(16-19）
**示例a：**操作上区间边界值——16
update demo set name='梅花十三' where age=16; insert into demo(id, age, name) VALUES (-1,16,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (2,16,'张三');
-- 注：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围**✦ 解析：**同上述例子，针对上区间边界值16，如果新插入的数据age值也是16，则其插入的主键id必须小于age=16所对应的id值 1，也就是说 主键<1 的可以插入， 否则插入失败。
**示例b：**操作间隙锁（16，19）区间范围的数据——17、18
insert into demo(id, age, name) VALUES (-1,17,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (2,17,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (2,18,'张三');**示例c：**操作间隙锁（16，19）下区间边界值——19
insert into demo(id, age, name) VALUES (4,19,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (6,19,'张三');**✦ 解析：**同理，针对下区间边界值19，如果新插入的数据age值也是19，则其插入的主键id必须大于age=19所对应的id值 5，也就是说 主键>5 的可以插入， 否则插入失败。
**示例d：**操作间隙锁（16，19）范围外的数据
insert into demo(id, age, name) VALUES (2,15,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (6,20,'张三');▎非唯一索引的范围查询
仔细查看下面案例
1. 事务A进行范围查询，如下：
select * from demo where age>=19 and age<22 lock in share mode;∞ 事务A加锁变化过程如下：
① 首先最开始要找的记录是 age>=19，因此产生的临键锁 next-key lock 范围为：(16,19]
② 由于是范围查找，则继续往后找存在的记录，查询条件age<22 最终产生2个next-key lock，分别是 (19，21]、(21, 24]
2. 假设事务B的操作如下
根据事务A产生的三把next-key lock，范围分别是：(16,19]、 (19，21]、(21, 24]，总范围可以得出：(16,24]
另外，因为是范围锁，因此针对age符合条件的记录，也就是在此锁范围内(16,24]的数据，都是无法修改和插入的，因为被锁定了，具体的操作大家可以试一下，这里就不一一演示了，这里主要讲下上下区间边界的16、24的数据操作。
» 测试上区间边界值——16
update demo set name='梅花十三' where age=16; insert into demo(id, age, name) VALUES (-1,16,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (2,16,'张三');
-- 注：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围➳ 两个注意点
- 16虽然是上区间边界值，但属于临键锁，前开后闭，16是前开，因此可以修改
- 新插入的数据，其age是上区间的边界值16，但id=-1的可以插入成功，上述也讲了很多遍了：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围。数据库存在age=16的记录，其id=1，插入的是上区间边界值，只要插入的主键 小于 其数据库age=16对应的id值 1 即可。
» 测试下区间边界值——24
update demo set name='梅花十三' where age=24; insert into demo(id, age, name) VALUES (9,24,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (11,24,'张三');
-- 注：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围➳ 两个注意点
- 24属于临键锁（21，24] 的下区间边界值，属于后闭原则，该条记录被锁定了，无法修改
- 新插入的数据其age是下区间的边界值24，牢记：插入的数据在区间的边界值，则根据主键来判断锁定范围。数据库存在age=24的记录，其id=10，针对插入的是下区间边界值，只要插入的主键 大于 其数据库age=24 对应的id值 10 就能插入。
▎唯一索引的等值查询
同样，唯一索引进行等值查询的时候，查询的记录存不存在，锁的规则也会不同。
★ 加锁规则
- 查询的记录存在：在用「唯一索引进行等值查询」时，next-key lock 会退化成「记录锁」
- 查询的记录不存在：在用「唯一索引进行等值查询」时，next-key lock 会退化成「间隙锁」
☛ 等值查询：值存在
针对唯一索引的等值查询，如果查询记录存在，next-key lock 退化成行锁。
1. 假设下面3个事务，进行对数据的操作顺序如下
| 事务A | 事务B | 事务C |
|---|---|---|
| begin； | ||
| select * from demo where id=8 lock in share mode; （查询 id=8的记录） | ||
| update demo set name='梅花十三' where id=8; （ **阻塞：**修改 id=8 的记录） | ||
| insert into demo(id, age, name) values (6,21,'张三'); （ **正常：**插入 id =6 的记录） | ||
| commit ; |
∞ 事务A加锁变化过程
① 查询 id=8的数据，加锁的基本单位是 next-key lock，因此事务A的加锁范围是 id (5, 8];
② 唯一索引(包括主键索引) 进行等值查询，且查询的记录存在，所以next-key lock 退化成记录锁，最终加锁的范围就是 id = 8 这一行。
**➳ 解析：**由于id=8退化为行锁，因此事务B修改 id=8的这条记录失败，而事务C插入id=6能够成功
☛ 等值查询：值不存在
针对唯一索引的等值查询，如果查询记录不存在，next-key lock 退化成间隙锁。
1. 假设下面3个事务，进行对数据的操作顺序如下
| 事务A | 事务B | 事务C |
|---|---|---|
| begin； | ||
| select * from demo where id=6 lock in share mode; （查询 id=6 不存在的记录） | ||
| insert into demo(id, age, name) values (6,18,'张三'); insert into demo(id, age, name) values (7,18,'张三'); （ **阻塞：**插入 id=6、7的记录） | ||
| update demo set name='梅花十三' where id=5; update demo set name='梅花十三' where id=8; （**正常：**修改 id=5、8 的记录） | ||
| commit ; |
∞ 事务A加锁变化过程
① 查询 id=6不存在的数据，加锁基本单位next-key lock，因此事务A的加锁范围是 id (5, 8];
② 唯一索引进行等值查询，由于查询的记录不存在，next-key lock 退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是 (5,8)。
**➳ 解析：**由于退化为间隙锁，因此事务B插入该间隙锁(5,8) 范围区间，id=6、7的数据都会失败，而事务C修改上下区间边界值id = 5、8的是能够成功的，因为是前开后开原则。
▎唯一索引的范围查询
范围查询和等值查询的加锁规则是不同的，仔细查看下面案例。
1. 事务A进行范围查询，如下：
select * from demo where id>=5 and id<7 lock in share mode;∞ 事务A加锁变化过程如下：
① 首先最开始要找的记录是 id>=5，因此产生的临键锁 next-key lock 范围为：(1,5]，但是由于 id 是唯一索引，且该记录是存在的，因此会退化成记录锁，也就是只会对 id = 5 这一行加锁；
② 由于是范围查找，就会继续往后找存在的记录，也就是会找到 id = 8 这一行停下来，然后加 next-key lock (5, 8]，但由于 id = 8 不满足 id < 7，所以会退化成间隙锁，加锁范围变为 (5, 8)。
2. 假设事务B的操作如下
根据事务A加锁变化得出，目前有2把锁，行锁：id=5 ， 间隙锁：(5,8)。
» 测试行锁——5
update demo set name='梅花十三' where id=5; 注：由于是行锁，锁定了该行，因此是无法修改的» 测试(5，8) 间隙锁区间范围——6、7
insert into demo(id, age, name) VALUES (6,18,'张三'); insert into demo(id, age, name) VALUES (7,18,'张三'); 注：6、7都在间隙锁范围内，所以无法插入» 测试下区间边界值——8
update demo set name='梅花十三' where id=8; 注：id=8是间隙锁（5，8）范围内的下区间边界值，由于是后开原则，因此是可以修改的总结
✈ 唯一索引等值查询
- 当查询的记录是存在的，next-key lock 会退化成「记录锁」。
- 当查询的记录是不存在的，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，除了会加 next-key lock 外，还额外加间隙锁，也就是会加两把锁。
- 当查询的记录不存在时，只会加 next-key lock，然后会退化为间隙锁，也就是只会加一把锁。
✈ 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，next-key lock 退化为间隙锁和记录锁。
- 非唯一索引范围查询，next-key lock 不会退化为间隙锁和记录锁。