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这篇文章主要介绍数据库中加锁规则有哪些，文中介绍的非常详细，具有一定的参考价值，感兴趣的小伙伴们一定要看完！
间隙锁再加上行锁，很容易在判断是否会出现锁等待的问题上犯错。
因为间隙锁在可重复读隔离级别下才有效，本文默认可重复读。
加锁规则
原则 1
加锁的基本单位是 next-key lock，前开后闭区间。
原则 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。
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。
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。
数据准备
表名：t
新增数据：(0,0,0),(5,5,5),(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25)
接下来的例子基本都是配合着图片说明的，所以我建议你可以对照着文稿看，有些例子可能会“毁三观”，也建议你读完文章后亲手实践一下。
案例
等值查询间隙锁
等值查询的间隙锁
表 t 中无 id=7，所以根据原则 1，加锁单位 next-key lock，所以 session A 加锁范围(5,10]
同时根据优化 2，等值查询(id=7)，而 id=10 不满足，next-key lock 退化成间隙锁，因此最终加锁范围(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。
非唯一索引等值锁
只加在非唯一索引上的锁
session A 要给索引 c 的 c = 5 这行加读锁
根据原则 1，加锁单位 next-key lock，因此给(0,5] 加 next-key lock
c 是普通索引，因此仅访问 c = 5 这条记录不能马上停下，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，所以 session B 的 update 语句可以执行完成。
但 session C 要插入(7,7,7)，就会被 session A 的间隙锁(5,10) 锁住。
这个例子中，lock in share mode 只锁覆盖索引，但如果是 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。
这例说明，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。
3 主键索引范围锁
范围查询。
对于我们这个表 t，下面这两条查询语句，加锁范围相同吗？
mysql select * from t where id=10 for update;
mysql 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。
图 3 主键索引上范围查询的锁
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？
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]。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。
再看看范围查询加锁，你可以对照着案例三
非唯一索引范围锁
session_1session_2session_3begin;
select * from t where c =10 and c 11 for update;
insert into t values(8,8,8);(blocked)
update t set d=d+1 where c=15;(blocked)
session1 在第一次用 c =10 定位记录时，索引 c 加了(5,10] next-key lock
c 是非唯一索引，无优化规则，即不会退变为行锁
因此最终 sesion1 加锁为 c 的(5,10] 和(10,15] next-key lock。
所以从结果上来看，sesson2 要插入（8,8,8)的这个 insert 语句时就被阻塞。
非唯一索引要扫到 c =15，才知道无需继续往后遍历。
唯一索引范围锁 bug
前四案例用到两个原则和两个优化，再看加锁规则 bug 案例。
session_1session_2session_3begin;
select * from t
where id 10 and id =15 for update;
update t
set d=d+1
where id=20;(阻塞)
insert into t values(16,16,16);(阻塞)
session1 是范围查询
按原则 1，索引 id 只加(10,15] next-key lock，因为 id 是唯一键，所以循环判断到 id=15 这行就该停止遍历。
但实现上，InnoDB 会继续扫描到第一个不满足条件的行，即 id=20，且由于这是范围扫描，因此 id 上的(15,20] next-key lock 也会被锁。
所以 session2 要更新 id=20 这行会被阻塞。
session3 要插入 id=16，也会被阻塞。
按理说锁住 id=20 这行没必要，因为唯一索引扫描到 id=15 即可确定不用继续遍历。但实现上还是这么做了，可能是个 bug。
非唯一索引上存在 等值 的例子
为更好地说明“间隙”概念。
插入记录 7 
新插入的这一行 c =10，即现在表里有两个 c =10。那么，这时索引 c 上的间隙是什么状态了呢？
由于非唯一索引上包含主键的值，所以不可能存在“相同”两行。
但现在虽然有两个 c =10，它们的主键值 id 却不同，因此这两个 c =10 记录之间也有间隙。
看如下案例。
6
delete 加锁逻辑类似 select … for update，即也符合一开始的规则。
session_1session_2session_3begin;
delete * from t
where c=10
insert into t
values(13,13,13);(阻塞)
update t set d=d+1 where c=15;
session1 遍历时先访问第一个 c =10：
根据原则 1，这里加是 (c=5,id=5) 到(c=10,id=10) next-key lock
然后，session1 向右查找，直到碰到 (c=15,id=15) 这行，循环结束。根据优化 2，等值查询，向右查找到不满足条件的行，所以退化成 (c=10,id=10) 到 (c=15,id=15) 的间隙锁（开区间，(c=5,id=5)和 (c=15,id=15) 这两行无锁）。
7 limit 语句加锁
session_1session_2begin;
delete * from t
where c=10 limit 2
insert into t
values(13,13,13);(阻塞)
session1 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：
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。
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：
案例八的操作序列
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。
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。
总结
所有案例都是在可重复读下验证，可重复读遵守两阶段锁协议，所有加锁的资源，都是在事务提交或者回滚的时候才释放。
在最后的案例中，你可以清楚地知道 next-key lock 实际上是由间隙锁加行锁实现的。如果切换到读提交隔离级别 (read-committed) 的话，就好理解了，过程中去掉间隙锁的部分，也就是只剩下行锁的部分。
在读提交隔离级别下还有一个优化，即：语句执行过程中加上的行锁，在语句执行完成后，就要把“不满足条件的行”上的行锁直接释放了，不需要等到事务提交。
读提交隔离级别下，锁的范围更小，锁的时间更短，所以不少业务也默认使用读提交。
在业务需要使用可重复读时，解决幻读问题同时，最大限度提升系统并行处理事务的能力。
间隙锁再加上行锁，很容易在判断是否会出现锁等待的问题上犯错。
因为间隙锁在可重复读隔离级别下才有效，本文默认可重复读。
以上是“数据库中加锁规则有哪些”这篇文章的所有内容，感谢各位的阅读！希望分享的内容对大家有帮助，更多相关知识，欢迎关注丸趣 TV 行业资讯频道！
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