是不是很多人都对 MySQL 加行级锁的规则搞得迷迷糊糊，对记录一会加的是 next-key 锁，一会加是间隙锁，一会又是记录锁。

坦白说，确实还挺复杂的，但是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行级锁。

为了说清楚这三件事情：

目录结构如下：

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。

所以，在说 MySQL 是怎么加行级锁的时候，其实是在说 InnoDB 引擎是怎么加行级锁的。

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，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(X型锁)**。

//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。

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：

接下来，分别介绍这三种行级锁。

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：

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，如果这时候其他事务对这条记录进行删除或者更新操作，那么这些操作都会被阻塞。注意，其他事务插入一条 id = 1 的新记录并不会被阻塞，而是会报主键冲突的错误，这是因为主键有唯一性的约束。

当事务执行 commit 后，事务过程中生成的锁都会被释放。

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 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，也不能修改和删除 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。

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？总结一句，在能使用记录锁或者间隙锁就能避免幻读现象的场景下， next-key lock  就会退化成退化成记录锁或间隙锁。

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。

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：

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：

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：

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。

为什么唯一索引等值查询并且查询记录存在的场景下，该记录的索引中的 next-key lock 会退化成记录锁？

原因就是在唯一索引等值查询并且查询记录存在的场景下，仅靠记录锁也能避免幻读的问题。

幻读的定义就是，当一个事务前后两次查询的结果集，不相同时，就认为发生幻读。所以，要避免幻读就是避免结果集某一条记录被其他事务删除，或者有其他事务插入了一条新记录，这样前后两次查询的结果集就不会出现不相同的情况。

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：

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)。

为什么唯一索引等值查询并且查询记录「不存在」的场景下，在索引树找到第一条大于该查询记录的记录后，要将该记录的索引中的 next-key lock 会退化成「间隙锁」？

原因就是在唯一索引等值查询并且查询记录不存在的场景下，仅靠间隙锁就能避免幻读的问题。

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：

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：

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：

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：

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：

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：

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：

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：

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：

可以得知，此时事务 A 在主键索引上加了两种 X 型锁：

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 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：

① 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。

② 当条件值的记录「在」表中时：

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：

接下里用两个实验来说明。

1）记录不存在的情况

实验一：针对非唯一索引等值查询时，查询的值不存在的情况。

先来说说非唯一索引等值查询时，查询的记录不存在的情况，因为这个比较简单。

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：

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 = 22 和 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！

当有一个事务持有二级索引的间隙锁 (22, 39) 时，什么情况下，可以让其他事务的插入 age = 22 或者 age = 39 记录的语句成功？又是什么情况下，插入  age = 22 或者 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。

基于前面的实验，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 = 22 记录的成功和失败的情况分别如下：

插入 age = 39 记录的成功和失败的情况分别如下：

所以，当有一个事务持有二级索引的间隙锁 (22, 39) 时，插入 age = 22 或者 age = 39 记录的语句是否可以执行成功，关键还要考虑插入记录的主键值，因为「二级索引值（age列）+主键值（id列）」才可以确定插入的位置，确定了插入位置后，就要看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。

知道了这个结论之后，我们再回过头看，非唯一索引等值查询时，查询的记录不存在时，执行select * from performance_schema.data_locks\G; 输出的结果。

在前面分析输出结果的时候，我说的结论是：「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」。这个结论其实还不够准确，因为只考虑了 LOCK_DATA 第一个数值（39），没有考虑 LOCK_DATA 第二个数值（20）。

那 LOCK_DATA：39，20 是什么意思？

之所以 LOCK_DATA 要多显示一个数值（ID值），是因为针对「当某个事务持有非唯一索引的 (22, 39) 间隙锁的时候，其他事务是否可以插入 age = 39 新记录」的问题，还需要考虑插入记录的 id 值。而 LOCK_DATA 的第二个数值，就是说明在插入 age = 39 新记录时，哪些范围的 id 值是不可以插入的。

因此， LOCK_DATA：39，20 + LOCK_MODE : X, GAP 的意思是，事务 A 在 age = 39 记录的二级索引上（INDEX_NAME: index_age ），加了 age 值范围为 (22, 39) 的 X 型间隙锁，**同时针对其他事务插入 age 值为 39 的新记录时，不允许插入的新记录的 id 值小于 20 **。如果插入的新记录的 id 值大于 20，则可以插入成功。

但是我们无法从select * from performance_schema.data_locks\G; 输出的结果分析出「在插入 age =22 新记录时，哪些范围的 id 值是可以插入成功的」，这时候就得自己画出二级索引的 B+ 树的结构，然后确定插入位置后，看下该位置的下一条记录是否存在间隙锁，如果存在间隙锁，则无法插入成功，如果不存在间隙锁，则可以插入成功。

2）记录存在的情况

实验二：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：

可以看到，事务 A 对主键索引和二级索引都加了 X 型的锁：

① 主键索引

② 二级索引（非唯一索引）

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 对二级索引（INDEX_NAME: index_age ）加了两个 X 型锁，分别是：

② 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，针对是否可以插入 age = 22 和 age = 39 的新记录，分析如下：

同时，事务 A  还对主键索引（INDEX_NAME: PRIMARY ）加了X 型的记录锁：

为什么这个实验案例中，需要在二级索引索引上加范围 (22, 39) 的间隙锁？

要找到这个问题的答案，我们要明白 MySQL 在可重复读的隔离级别场景下，为什么要引入间隙锁？其实是为了避免幻读现象的发生。

如果这个实验案例中：

select * from user where age = 22 for update;

如果事务 A 不在二级索引索引上加范围 (22, 39) 的间隙锁，只在二级索引索引上加范围为 (21, 22] 的 next-key 锁的话，那么就会有幻读的问题。

前面我也说过，在非唯一索引上加了范围为 (21, 22] 的 next-key 锁，是无法完全锁住 age  = 22 新记录的插入，因为对于是否可以插入 age = 22 的新记录，还要看插入的新记录的 id 值，从 LOCK_DATA : 22, 10 可以得知，其他事务插入 age 值为 22 的新记录时，如果插入的新记录的 id 值小于 10，那么插入语句会发生阻塞，如果插入的新记录的 id 值大于 10，则可以插入成功。

也就是说，只在二级索引索引（非唯一索引）上加范围为 (21, 22] 的 next-key 锁，其他事务是有可能插入 age 值为 22 的新记录的（比如插入一个 age = 22，id = 12 的新记录），那么如果事务 A 再一次查询 age = 22 的记录的时候，前后两次查询 age = 22 的结果集就不一样了，这时就发生了幻读的现象。

那么当在 age = 39 这条记录的二级索引索引上加了范围为 (22, 39) 的间隙锁后，其他事务是无法插入一个 age = 22，id = 12 的新记录，因为当其他事务插入一条 age = 22，id = 12 的新记录的时候，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，这样就避免幻读现象的发生。

所以，为了避免幻读现象的发生，就需要在二级索引索引上加范围 (22, 39) 的间隙锁。

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：

可以看到，事务 A 对主键索引和二级索引都加了 X 型的锁：

① 主键索引（id 列）

② 二级索引（age 列）

在 age >= 22  的范围查询中，明明查询 age = 22 的记录存在并且属于等值查询，为什么不会像唯一索引那样，将 age = 22 记录的二级索引上的 next-key 锁退化为记录锁？

因为 age 字段是非唯一索引，不具有唯一性，所以如果只加记录锁（记录锁无法防止插入，只能防止删除或者修改），就会导致其他事务插入一条 age = 22 的记录，这样前后两次查询的结果集就不相同了，出现了幻读现象。

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。

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：

非唯一索引等值查询：

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：

其实理解 MySQL 为什么要这样加锁，主要要以避免幻读角度去分析，这样就很容易理解这些加锁的规则了。

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。