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> 选择从t id=10 *更新;
mysql>select *从t id>=10 id<11更新;
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,我们就让会话一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,来分析一会话下一个会加什么锁呢?
开始执行的时候,要找到第一个id=10的行,因此本该是第二个关键锁(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,因此需要加键锁(10、15].
所以,会话一这时候锁的范围就是主键索引上,行锁id=10和第二个关键锁(10、15]。这样,会话B和会话C的结果你就能理解了。
这里你需要注意一点,首次会话的定位查找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。
