上一篇中介绍了间隙锁和next-key lock的概念，但是没有说明加锁规则
加锁规则两个前提说明：
1 mysql后面的版本可能会改变加锁策略，所以这个规则只限于截止到目前最新的版本，即5.x系列 <=5.7.24, 8.0系列 <=8.0.13.
2 如果大家在验证中发现有bad case的话，请提出来，后面会进行补充。
因为间隙锁在可重复读隔离级别下才有效，所以本篇文章的描述，若没有特殊说明，都是在RR隔离级别下面。
我总结的加锁规则里面，包含两个”原则”，两个”优化”和一个”bug”
1 原则1：加锁的基本单位是next-key lock。next-key lock是前开后闭的区间。
2 原则2：查找过程中访问到的对象才会加锁。
3 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。
4 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。
5 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。
建表语句和初始
CREATE TABLE `t20` (
`id` int(11) NOT NULL,
`c` int(11) DEFAULT NULL,
`d` int(11) DEFAULT NULL,
PRIMARY KEY (`id`),
KEY `c` (`c`)
) ENGINE=InnoDB;
insert into t20 values(0,0,0),(5,5,5),
(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
案例一：等值查询间隙锁
关于等值条件操作间隙：
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; update t20 set d=d+1 where id=7; |
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insert into t20 values(8,8,8); (blocked) |
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update t20 set d=d+1 where id=10; (query ok) |
由于表t20中没有id=7的记录，所以用上面的加锁规则判断一下：
1 根据原则1，加锁单位是next-key lock，session A加锁范围就是(5,10]
2 同时根据优化2，这是一个等值查询（id=7），而id=10不满足查询条件，next-key lock退化为间隙锁，因此最终加锁的范围是(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。
案例二：非唯一索引等值锁
第二个例子是关于覆盖索引上的锁：
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; select id from t20 where c=5 lock in share mode; |
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update t20 set d=d+1 where id=5;(query ok) |
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insert into t20 values(7,7,7); (blocked) |
只在非唯一索引上的锁
这里session A要给索引c上c=5的这一行加上读锁。
1 根据原则1，加上单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。
2 要注意c是普通索引，因此仅范围c=5这一条记录是不能马上停下来，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。
3 但是同时这个符合优化2：等值判断，向右遍历，最后一个值不满足c=5这个条件，因此退化为间隙锁(5,10).
4 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，这就是为什么session B的update语句可以完成。
但session C要插入一个(7,7,7)的记录，就会被session A的间隙锁(5,10)锁住。
需要注意，在这个例子中，lock in share mode只锁覆盖索引，但是如果是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。
这个例子说明，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session A的查询语句改成select d from t where c=5 lock in share mode,可以验证一下效果。
案例三：主键范围索引
第三个例子是关于范围查询的
举例之前，你可以先思考一下这个问题：对于我们这个表t20，下面这两条语句，加锁的范围相同吗？
mysql> select * from t20 where id=10 for update;
mysql> select * from t20 where id>=10 and id<11 for update;
你可能会想，id定义为int类型，这2个语句就是等价的吧，其实，他们并不是完全等价。
在逻辑上，这两条语句肯定是等价的，但是他们的加锁规则不太一样，
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; select * from t20 where id>=10 and id<11 for update; |
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insert into t20 values(8,8,8); (query ok) insert into t20 values(13,13,13); (blocked) |
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update t20 set d=d+1 where id=15; (blocked) |
主键索引上范围查询的锁
现在用前面的加锁规则，来分析session A会加什么锁
1, 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。
2, 范围查询就往后继续找，找到id=15的这一行停下来，因此需要加上next-key lock(10,15]。
所以，session A这时候锁住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的结果就可以理解。
这里需要注意，首次session A 定位查找id=10的行的时候，是当做等值来判断的，而向右扫描到id=15的时候，用的是范围查询来判断。
案例四：非唯一索引范围锁
接下来，我们在看两个范围查询加锁的例子，可以对照案例三
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; select * from t20 where c>=10 and c<11 for update; |
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insert into t20 values(8,8,8); (blocked) |
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update t20 set d=d+1 where c=15;(blocked) |
非唯一索引范围锁
这次session A 用字段c来判断，加锁规则跟案例3唯一不同的是，在第一次用c=10的定位记录时候，索引c上加上了(5,10]这个next-key lock，后，
由于索引c是非唯一索引，没有优化规则，也就是说不会蜕变为行锁，因此最终session A加的锁是，索引c上的(5,10]和(10,15]这两个next-key lock。
所以从结果上来看，session B要插入(8,8,8)这个insert语句就会被堵住。
这里需要扫描到c=15才停止扫描，是合理的，因为innodb要扫到c=15，才知道不需要继续往后找了。
案例五：唯一索引范围锁bug
前面的四个案例，我们已经用到了加锁规则中的两个原则和两个优化，接下来再看一个关于加锁规则中的bug案例。
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; select * from t20 where id>10 and id<=15 for update; |
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update t20 set d=d+1 where id = 20;(blocked) |
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insert into t20 values(16,16,16); (blocked) |
唯一索引范围锁的bug
SESSION A是一个范围查询，按照原则1的话，应该是索引id上只加了(10,15]这个next-key lock，并且因为id是唯一键，所以循环判断到id=15这一行就应该停止了。
但是实现上，innodb会往前扫描到第一个不满足条件的行为止，也就是id=20。而已由于是范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上。
所以你看到了，session B 要更新id=20这一行，是会被锁住的，同样的session C要插入id=16的一行，也会被锁住。
照理说，这里锁着id=20这一行的行为，其实实际上是没有必要的，因为扫描到id=15，就可以确定不用往后再找了，但实现上还是这么做了。
案例六：非唯一索引上存在”等值”的例子
接下来的例子，是为了更好的说明”间隙”这个概念，这里给表t20插入一条记录
(system@127.0.0.1:3306) [test]> insert into t20 values (30,10,30);
Query OK, 1 row affected (0.01 sec)
(system@127.0.0.1:3306) [test]> select * from t20;
+----+------+------+
| id | c | d |
+----+------+------+
| 0 | 0 | 0 |
| 5 | 5 | 5 |
| 10 | 10 | 10 |
| 15 | 15 | 15 |
| 20 | 20 | 20 |
| 25 | 25 | 25 |
| 30 | 10 | 30 |
+----+------+------+
7 rows in set (0.00 sec)
新插入的这一行c=10，也就说表t20有两个c=10的行。那么，这时候索引c上的间隙是什么状态呢？要知道，由于非唯一索引上包含主键的值，所以是不可能存在”相同”的两行的。
可以看到，虽然有两个c=10，但是它们的主键id是不同的(分别为10和30)，因此这两个c=10的记录之间，也是有间隙的。
图中画出了索引c上的主键id。为了跟间隙锁的开区间形式进行区别，用(c=10,c=30)这样的形式，来表示索引上的一行。
案例六，用delete语句来验证，注意，delete语句加锁的逻辑，其实跟select...for update是类似的，也就是在开始总结的两个原则，两个优化和一个bug。
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SESSION A |
SESSION B |
SESSION C |
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begin; delete from t20 where c=10; |
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insert into t20 values(12,12,12);(blocked) |
||
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update t20 set d=d+1 where c=15;(query ok) |
这时，session A在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录，同样的，根据原则1，这里加的是(c=5,id=5)到(c=10,id=10)这个next-key lock。
然后session A向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。根据优化规则2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足的条件的行，所以会退化成(c=10,id=10)到(c=15,id=15)的间隙锁。
也即是说，这个delete语句在索引c上的加锁范围，是下面蓝色的区域。
这个区域左右两边都是虚线，表示开区间，即(c=5,id=5)和(c=15,id-15)这两行上没有锁。
案例七：limit语句加锁
例子6也有一个对照案例，场景如下
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SESSION A |
SESSION B |
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begin; delete from t20 where c=10 limit 2; |
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insert into t20 values(12,12,12);(query ok) |
这个例子里，session A的delete语句加了limit 2。要指定表t20里c=10其实也就两条记录，因此加不加limit 2，删除的效果都是一样。但是在加锁的效果却不同。可以看到，session B的insert语言执行通过了，跟案例6的结果却不同。
这是因为，案例七的delete语句明确加了limit 2 的限制，因此在遍历(c=10,id=30)这一行的之后，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)这个前开后闭的区间，如图所示
可以看到，(c=10,id=20)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是可以成功的。
这个例子对我们实践的指导意义就在，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。
案例八：一个死锁的例子
前面的例子中，我们在分析的时候，是按照next-key lock加锁的逻辑来分析的，因此在分析的时候比较方便。最后在看一个例子，目的是说明：next-key lock实际上是间隙锁和行锁加起来的结果。
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SESSION A |
SESSION B |
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begin; select id from t20 where c=10 lock in share mode; |
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update t20 set d=d+1 where c=10;(blocked) |
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insert into t20 values(8,8,8); |
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ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction |
现在，我们按时间顺序来分析一下为什么是这样的结果
1，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);
2，Session B的update语句也要在索引c上加next-key lock(5,10]，进入等待；
3，然后session A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回滚了。
你可能会问，session B的next-key lock不是还没有申请成功吗？
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，先是加了(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。
小结
这里再次说明，上面的所有案例都是在可重复读隔离级别（rr）下验证。同时，可重复读隔离级遵守两阶段锁协议，所有加锁的资源，都是在事务提交或回滚时才释放的。
在最后的案例中，可以清楚的知道next-key lock实际上是有加间隙锁和行锁实现，如果切换到rc隔离级别，就好理解，过程中去掉了间隙锁的部分，只剩下行锁的部分。
另外，在rc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，不需要等待事务的提交。
也就是说，在rc隔离级别下，锁的范围更小，锁的时间更短，这也是不少业务都默认使用rc隔离级别的原因。
在业务需要使用rr隔离级别时候，能够更细致的设计操作数据库的语句，解决幻读问题的同时，最大限度的提升系统并行处理事务的能力。