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以下面的表为例子进行说明
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间隙锁的产生来自于 InnboDB 引擎在可重复读的级别基础上执行当前读时出现的幻读问题。下面来分析一下幻读的例子， 假如没有间隙锁的话 ，那么会出现下面的现象：
如上表如示，是基于没有间隙锁的假设，sessionA 事务内执行两次相同的当前读返回的数据不一样，出现幻读的现象。因为(2,2,10)这条记录在原本的数据并不存在，行锁就锁不住，因此诞生间隙锁。
首先看看sessionA的执行计划，发现用到覆盖索引
场景 1：插入到索引 a 时，要插入是索引是(11,5)，属于(a=10,id=10)和(a=30,id=30)之间的锁范围，所以阻塞
场景 2、3、4 同理分析得出结论
本例子跟《查询条件走二级索引例子》区别在于 sessionA 是 select * ，因此需要回到主键索引查询所有字段，扫描了主键索引，所以也会在扫描到的索引进行加 next-key lock。该语句回表一次，扫描到是行是 id=10，所以加锁是(0,10],(10,20)，因此 sessionA 一共加了锁是索引 a 的(10,30)和主键索引的（0,20）。
表和数据
规则总结（这个规则只限于截止到现在的最新版本，即 5.x 系列 =5.7.24，8.0 系列 =8.0.13。）：
原则 1：加锁的基本单位是 next-key lock。希望你还记得，next-key lock 是前开后闭区间。
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。
案例一：等值查询间隙锁
案例二：非唯一索引等值锁
根据原则1，优化2，锁的范围是(0,5],(5,10)，但是根据原则2，只有访问到的对象才加锁，这个查询使用了覆盖索引，并不访问主键索引，所以主键上没加锁。
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。
案例三：主键索引范围锁
案例四：非唯一索引范围锁
这次 session A 用字段 c 来判断，加锁规则跟案例三唯一的不同是：在第一次用 c=10 定位记录的时候，索引 c 上加了 (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 sesion A 加的锁是，索引 c 上的 (5,10] 和 (10,15] 这两个 next-key lock。
案例五：唯一索引范围锁 bug
案例六：非唯一索引上存在"等值"的例子
表中插入一条mysql insert into t values(30,10,30);
这时，session A 在遍历的时候，先访问第一个 c=10 的记录。同样地，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 2，这是一个等值查询，向右查找到了不满足条件的行，所以会退化成 (c=10,id=10) 到 (c=15,id=15) 的间隙锁。
案例七：limit 语句加锁
索引 c 上的加锁范围变成了从（c=5,id=5) 到（c=10,id=30) 这个前开后闭区间，如下图所示：
案例八：一个死锁的例子
在读提交情况下，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。
费解的问题
1.由于是 order by c desc，第一个要定位的是索引 c 上“最右边的”c=20 的行，所以会加上间隙锁 (20,25) 和 next-key lock (15,20]。
2.在索引 c 上向左遍历，要扫描到 c=10 才停下来，所以 next-key lock 会加到 (5,10]，这正是阻塞 session B 的 insert 语句的原因。
3.在扫描过程中，c=20、c=15、c=10 这三行都存在值，由于是 select *，所以会在主键 id 上加三个行锁。
参考：
因为行锁只能锁住行，但是新插入记录这个动作，要更新的是记录之间的“间隙”。为了解决幻读问题，InnoDB 只好引入新的锁，也就是间隙锁 (Gap Lock)。
间隙锁，锁的就是两个值之间的空隙，不允许两个值之间再插一个值。
比如初始化插入了 6 个记录，这就产生了 7 个间隙。分别是 (-∞,0)、(0,5)、(5,10)、(10,15)、(15,20)、(20, 25)、(25, +supremum)，间隙锁都是开区间
和行锁不一样的是，跟间隙锁存在冲突关系的，是“往这个间隙中插入一个记录”这个操作。间隙锁之间都不存在冲突关系。
缺点：可能会导致同样的语句锁住更大的范围，影响了并发度。
间隙锁和行锁合称 next-key lock，每个 next-key lock 是前开后闭区间。如果用 select * from t for update 要把整个表所有记录锁起来，就形成了 7 个 next-key lock，分别是 (-∞,0]、(0,5]、(5,10]、(10,15]、(15,20]、(20, 25]、(25, +supremum]。
和间隙锁的最大区别是，next-key lock 为前开后闭区间，这样所有的next-key lock就可以把所有记录锁起来。
加锁规则里面，包含了两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制，在数据库中，除传统的计算资源（CPU、RAM、I/O）争用外，数据也是一种供许多用户共享的资源，如何保证数据并发访问的一致性，有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素，从这个角度来说，锁对数据库而言是尤其重要，也更加复杂。MySQL中的锁，按照锁的粒度分为:1、全局锁，就锁定数据库中的所有表。2、表级锁，每次操作锁住整张表。3、行级锁，每次操作锁住对应的行数据。
全局锁就是对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态，后续的DML的写语句，DDL语句，已经更新操作的事务提交语句都将阻塞。其典型的使用场景就是做全库的逻辑备份，对所有的表进行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。但是对数据库加全局锁是有弊端的，如在主库上备份，那么在备份期间都不能执行更新，业务会受影响，第二如果是在从库上备份，那么在备份期间从库不能执行主库同步过来的二进制日志，会导致主从延迟。
解决办法是在innodb引擎中，备份时加上--single-transaction参数来完成不加锁的一致性数据备份。
添加全局锁: flush tables with read lock; 解锁 unlock tables。
表级锁,每次操作会锁住整张表.锁定粒度大,发送锁冲突的概率最高,并发读最低,应用在myisam、innodb、BOB等存储引擎中。表级锁分为: 表锁、元数据锁(meta data lock, MDL)和意向锁。
表锁又分为: 表共享读锁 read lock、表独占写锁write lock
语法: 1、加锁 lock tables 表名 ... read/write
2、释放锁 unlock tables 或者关闭客户端连接
注意: 读锁不会阻塞其它客户端的读，但是会阻塞其它客户端的写，写锁既会阻塞其它客户端的读，又会阻塞其它客户端的写。大家可以拿一张表来测试看看。
元数据锁,在加锁过程中是系统自动控制的，无需显示使用，在访问一张表的时候会自动加上，MDL锁主要作用是维护表元数据的数据一致性，在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作。为了避免DML和DDL冲突，保证读写的正确性。
在MySQL5.5中引入了MDL，当对一张表进行增删改查的时候，加MDL读锁(共享)；当对表结构进行变更操作时，加MDL写锁(排他).
查看元数据锁:
select object_type,object_schema,object_name,lock_type,lock_duration from performance_schema_metadata_locks;
意向锁，为了避免DML在执行时，加的行锁与表锁的冲突，在innodb中引入了意向锁，使得表锁不用检查每行数据是否加锁，使用意向锁来减少表锁的检查。意向锁分为,意向共享锁is由语句select ... lock in share mode添加。意向排他锁ix,由insert，update，delete，select。。。for update 添加。
select object_schema,object_name,index_name,lock_type,lock_mode,lock_data from performance_schema.data_lock;
行级锁，每次操作锁住对应的行数据，锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最高，并发读最高，应用在innodb存储引擎中。
innodb的数据是基于索引组织的，行锁是通过对索引上的索引项加锁来实现的，而不是对记录加的锁，对于行级锁，主要分为以下三类:
1、行锁或者叫record lock记录锁，锁定单个行记录的锁，防止其他事物对次行进行update和delete操作，在RC,RR隔离级别下都支持。
2、间隙锁Gap lock,锁定索引记录间隙(不含该记录)，确保索引记录间隙不变，防止其他事物在这个间隙进行insert操作，产生幻读，在RR隔离级别下都支持。
3、临键锁Next-key-lock,行锁和间隙锁组合，同时锁住数据，并锁住数据前面的间隙Gap,在RR隔离级别下支持。
innodb实现了以下两种类型的行锁
1、共享锁 S: 允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排他锁。
2、排他锁 X: 允许获取排他锁的事务更新数据，阻止其他事务获得相同数据集的共享锁和排他锁。
insert 语句 排他锁 自动添加的
update语句 排他锁 自动添加
delete 语句 排他锁 自动添加
select 正常查询语句 不加锁 。。。
select 。。。lock in share mode 共享锁 需要手动在select 之后加lock in share mode
select 。。。for update 排他锁 需要手动在select之后添加for update
默认情况下，innodb在repeatable read事务隔离级别运行，innodb使用next-key锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。
间隙锁唯一目的是防止其它事务插入间隙，间隙锁可以共存，一个事务采用的间隙锁不会阻止另一个事务在同一间隙上采用的间隙锁。
mysql 为并发事务同时对一条记录进行读写时，提出了两种解决方案：
1）使用 mvcc 的方法，实现多事务的并发读写，但是这种读只是“快照读”，一般读的是历史版本数据，还有一种是“当前读”，一般加锁实现“当前读”，或者 insert、update、delete 也是当前读。
2）使用加锁的方法，锁分为共享锁（读锁），排他锁（写锁）
快照读：就是select
当前读：特殊的读操作，插入/更新/删除操作，属于当前读，处理的都是当前的数据，需要加锁。
mysql 在 RR 级别怎么处理幻读的呢？一般来说，RR 级别通过 mvcc 机制，保证读到低于后面事务的数据。但是 select for update 不会触发 mvcc，它是当前读。如果后面事务插入数据并提交，那么在 RR 级别就会读到插入的数据。所以，mysql 使用 行锁 + gap 锁（简称 next-key 锁）来防止当前读的时候插入。
Gap Lock在InnoDB的唯一作用就是防止其他事务的插入操作，以此防止幻读的发生。
Innodb自动使用间隙锁的条件：
意向锁（Intention Locks; table-level lock）
意向锁是一种特殊的表级锁，意向锁是为了让 InnoDB 多粒度的锁能共存而设计的。取得行的共享锁和排他锁之前需要先取得表的意向共享锁（IS）和意向排他锁（IX），意向共享锁和意向排他锁都是系统自动添加和自动释放的，整个过程无需人工干预
意向锁就是指未来的某一个时刻事务可能要加共享锁或者排它锁，提前声明一个意向，分为两种：
意向共享锁（Intention Shared Lock） IS
事务有意向对表中的某些行加共享锁（S锁）
意向排它锁（Intention Exclusive Lock）IX
事务有意向对表中的某些行加排他锁（X锁）
记录锁（Record Locks）
官方原文
SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10 FOR UPDATE; 这一行则是使用了记录锁，不允许其他事务进行增，删，改
但是 SELECT c1 FROM t WHERE c1 = 10; 是没有锁的，走的是快照读，上文已经阐明过了
记录锁本身不是锁定记录数据本身而是锁定索引记录，如果要锁的列没有索引，则会进行全表记录加锁
间隙锁（Gap Locks）
官方原文
比如 SELECT c1 FROM t WHERE c1 BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE ;
插入 c1 为 15 的记录会被锁定不可执行
这种默认存在于可重复读的事务隔离级别中的锁，锁定被圈定的范围不允许 insert，防止不可重复读，上文说了我们的事务隔离级别都是读已提交，默认会产生不可重复读的问题