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MySQL 加行级锁的规则终于被我说清楚了！
发布时间：2025-11-04 00:16:30 来源：码上建站 作者：IT科技
大家好，行级我是规则小林。
是终于不是很多人都对 MySQL 加行级锁的规则搞的迷迷糊糊，一会是被说 next-key 锁，一会是清楚间隙锁，一会又是行级记录锁。
坦白说，规则确实还挺复杂的终于，但是被说好在我找点了点规律，也知道如何如何用命令分析加了什么类型的清楚行级锁。
之前我写过一篇关于「MySQL 是行级怎么加行级锁的？」的文章，随着我写 MySQL 锁相关的规则文章越来越多时，后来发现当时的终于文章写的不够详细。
为了让大家很清楚的被说知道 MySQL 是怎么加行级锁的，企商汇以及如何用命令分析加了什么行级锁，清楚所以我重写了这篇文章。
文章内容比较长，大家可以耐心看下去，一定会有新的发现！
目录
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，所以后面的内容都是基于 InnoDB 引擎 的。
普通的 select 语句是不会对记录加锁的，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级锁，可以使用下面这两个方式，这两种查询会加锁的语句称为锁定读。
//对读取的记录加共享锁(S型锁)select ... lock in share mode;//对读取的记录加独占锁(X型锁)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，站群服务器要加上 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。
//对操作的记录加独占锁(X型锁)updaet 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b2b供应网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，这样其他事务就无法对这条记录进行修改和删除了。
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 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。
比如，一个事务持有了范围为 (1, 10] 的 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，就会被阻塞。
虽然相同范围的间隙锁是多个事务相互兼容的，但对于记录锁，我们是要考虑 X 型与 S 型关系，X 型的记录锁与 X 型的记录锁是冲突的。
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？
这次会以下面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：
当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「记录锁」。当查询的记录是「不存在」的，则会在索引树找到第一条大于该查询记录的记录，然后将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」。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。
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)。
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。
当唯一索引进行范围查询时，会对每一个扫描到的索引加 next-key 锁，然后如果遇到下面这些情况，会退化成记录锁或者间隙锁：
情况一：针对「大于等于」的范围查询，因为存在等值查询的条件，那么如果等值查询的记录是存在于表中，那么该记录的索引中的 next-key 锁会退化成记录锁。情况二：针对「小于或者小于等于」的范围查询，要看条件值的记录是否存在于表中：当条件值的记录不在表中，那么不管是「小于」还是「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的索引的 next-key 锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的索引上加 next-key 锁。
当条件值的记录在表中，如果是「小于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的索引的 next-key 锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的索引上加 next-key 锁；如果「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的索引 next-key 锁不会退化成间隙锁。其他扫描到的记录，都是在这些记录的索引上加 next-key 锁。
接下来，通过几个实验，才验证我上面说的结论。
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，由于查询该记录不是一个等值查询（不是大于等于条件查询），所以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：
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，也可以得到事务 A 在主键索引上加了两个 X 型 的next-key 锁：
在 id = 20 这条记录的主键索引上，加了范围为 (15, 20] 的 next-key 锁，意味着其他事务即无法更新或者删除 id = 20 的记录，同时无法插入 id 值为 16、17、18、19 的这一些新记录。在特殊记录（ supremum pseudo-record）的主键索引上，加了范围为 (20, +∞] 的 next-key 锁，意味着其他事务无法插入 id 值大于 20 的这一些新记录。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：
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
通过前面这个实验，我们证明了：
针对「大于等于」条件的唯一索引范围查询的情况下， 如果条件值的记录存在于表中，那么由于查询该条件值的记录是包含一个等值查询的操作，所以该记录的索引中的 next-key 锁会退化成记录锁。
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：
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，也可以得知事务 A 在主键索引加的三个锁，就是我们前面分析出那三个锁。
虽然这次范围查询的条件是「小于」，但是查询条件值的记录不存在于表中（ id 为 6 的记录不在表中），所以如果事务 A 的范围查询的条件改成 <= 6 的话，加的锁还是和范围查询条件为 < 6 是一样的。 大家自己也验证下这个结论。
因此，针对「小于或者小于等于」的唯一索引范围查询，如果条件值的记录不在表中，那么不管是「小于」还是「小于等于」的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录中索引的 next-key 锁会退化成间隙锁，其他扫描的记录，则是在这些记录的索引上加 next-key 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：
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，可以得到事务 A 在主键索引上加了两个 X 型 next-key 锁，分别是：
在 id = 1 这条记录的主键索引上，加了范围为 (-∞, 1] 的 next-key 锁；
在 id = 5 这条记录的主键索引上，加了范围为(1, 5 ] 的 next-key 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：
.png)
在 id = 1 这条记录的主键索引上，加了范围为 (-∞, 1] 的 next-key 锁，意味着其他事务即无法更新或者删除 id = 1 的这一条记录，同时也无法插入 id 小于 1 的这一些新记录。在 id = 5 这条记录的主键索引上，加了范围为 (1,5) 的间隙锁，意味着其他事务无法插入 id 值为 2、3、4 的这一些新记录。我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图中的分析中，可以得到事务 A 在主键索引上加了 X 型的范围为 (-∞, 1] 的 next-key 锁，和 X 型的范围为 (1, 5) 的间隙锁。
因此，通过前面这三个实验，可以得知。
在针对「小于或者小于等于」的唯一索引（主键索引）范围查询时，存在这两种情况会将索引的 next-key 锁会退化成间隙锁的：
当条件值的记录「不在」表中时，那么不管是「小于」还是「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的主键索引中的 next-key 锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的主键索引上加 next-key 锁。当条件值的记录「在」表中时：如果是「小于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的主键索引中的 next-key 锁会退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的主键索引上，加 next-key 锁。
如果是「小于等于」条件的范围查询，扫描到终止范围查询的记录时，该记录的主键索引中的 next-key 锁「不会」退化成间隙锁，其他扫描到的记录，都是在这些记录的主键索引上加 next-key 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。
针对非唯一索引等值查询时，查询的记录存不存在，加锁的规则也会不同：
当查询的记录「存在」时，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，直到扫描到第一个不符合条件的二级索引记录就停止扫描，然后在扫描的过程中，对扫描到的二级索引记录加的是 next-key 锁，而对于第一个不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。同时，在符合查询条件的记录的主键索引上加记录锁。
当查询的记录「不存在」时，扫描到第一条不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。因为不存在满足查询条件的记录，所以不会对主键索引加锁。
接下里用两个实验来说明。
1、记录存在的情况实验一：针对非唯一索引等值查询时，查询的值存在的情况。
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 = 22 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 = 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。我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图的分析，可以看到，事务 A 不仅对二级索引（INDEX_NAME: index_age ）加了范围为 (21, 22] 的 X 型 next-key 锁和范围为 (22, 39) 的 X 型间隙锁，而且还对主键索引（INDEX_NAME: PRIMARY ）加了X 型的记录锁，范围是 id = 10 这一行记录。
2、记录不存在的情况实验二：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 = 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。
我们也可以通过 select * from performance_schema.data_locks\G; 这条语句来看看事务 A 加了什么锁。
输出结果如下，我这里只截取了行级锁的内容。
从上图的分析，可以看到，事务 A 在 age = 39 记录的二级索引上（INDEX_NAME: index_age ），加了范围为 (22, 39) 的 X 型间隙锁。
此时，如果有其他事务插入了 age 值为 23、24、25、26、....、38 这些新记录，那么这些插入语句都会发生阻塞。不过对于插入 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，接下来我们就说！
当有一个事务持有间隙锁 (22, 39) 时，到底是什么情况下，可以让其他事务的插入 age = 39 记录的语句成功？又是什么情况下，插入 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。
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 = 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。所以，插入 age = 39 记录的语句是否可以插入成功，关键是要看插入 age = 39 记录的时候，插入的位置的下一条记录是否有间隙锁，如果有间隙锁，就会发生阻塞，如果没有间隙锁，则可以插入成功。
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 = 10 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：
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，不过对于插入 age = 22 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，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。不过对于插入 age = 22 记录的语句是，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，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。
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。
总结
这次我以 MySQL 8.0.26 版本，在可重复读隔离级别之下，做了几个实验，让大家了解了唯一索引和非唯一索引的行级锁的加锁规则。
我这里总结下， MySQL 行级锁的加锁规则。
唯一索引等值查询：
当查询的记录是「存在」的，在索引树上定位到这一条记录后，将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「记录锁」。当查询的记录是「不存在」的，则会在索引树找到第一条大于该查询记录的记录，然后将该记录的索引中的 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，由于不是唯一索引，所以肯定存在索引值相同的记录，于是非唯一索引等值查询的过程是一个扫描的过程，直到扫描到第一个不符合条件的二级索引记录就停止扫描，然后在扫描的过程中，对扫描到的二级索引记录加的是 next-key 锁，而对于第一个不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。同时，在符合查询条件的记录的主键索引上加记录锁。当查询的记录「不存在」时，扫描到第一条不符合条件的二级索引记录，该二级索引的 next-key 锁会退化成间隙锁。因为不存在满足查询条件的记录，所以不会对主键索引加锁。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，索引的 next-key lock 退化为间隙锁或者记录锁。非唯一索引范围查询，索引的 next-key lock 不会退化为间隙锁和记录锁。还有一件很重要的事情，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。
就说到这啦， 我们下次见啦！
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