InnoDB存储引擎有3种行锁的算法，其分别是：
Record Lock：单个行记录上的锁
Gap Lock：间隙锁，锁定一个范围，但不包含记录本身
Next-Key Lock：Gap Lock+Record Lock，锁定一个范围，并且锁定记录本身
Record Lock总是会去锁住索引记录，如果InnoDB存储引擎表在建立的时候没有设置任何一个索引，那么这时InnoDB存储引擎会使用隐匿的主键来进行行锁定。
Next-Key Lock是结合了Gap Lock和Record Lock的一种锁定算法，在Next-Key Lock算法下，InnoDB对于行的查询都是彩这种锁定算法，例如一个索引有10，11，13和20这四个值，那么该索引可能被Next-Key Locking的区间为：
[-∞,10]
(10，11]
(11,13]
(13,20]
(20,+∞)
采用Next-Key Lock的锁定技术称为Next-Key Locking。其设计的目的是为了解决Phantom Problem，这将在下一小节中介绍。而利用这种锁定技术，锁定的不是单个值，而是一个范围，是谓词锁(predict lock)的一种改进。除了next-key locking，还有previous-key locking技术。同样上述的索引10、11、13和20，若采用previous-key locking技术，那么可锁定的区间为：
[-∞,10]
(10，11]
(11,13]
(13,20]
(20,+∞)
若事务T1已经通过next-key locking锁定了如下范围：
(10,11]、(11,13]
当插入新的记录12时，则锁定的范围会变成：
(10,11]、(11,12]、(12,13]
然而，当查询的索引含有唯一属性时，InnoDB存储引擎会对Next-Key Lock进行优化，将其降级为Record Lock，即仅锁住索引本身，而不是范围。看下面的例子，首先根据如下代码创建测试表t：
drop table if exists t;
create table t(a int primary key);
insert into t values(1),(2),(5);唯一索引的锁定示例
时间
会话A
会话B
1
BEGIN;
2
SELECT * FROM t WHERE a=5 FOR UPDATE;
3
BEGIN;
4
INSERT INTO t SELECT 4;
5
COMMIT; #成功，不需要等待
6
COMMIT;
表t中共有1、2、5三个值。在上面的例子中，在会话A中首先对a=5进行X锁定。而由于a是主键且唯一，因此锁定的仅是5这个值，而不是(2,5)这个范围，这样在会话B中插入值4而不会阻塞，可以立即插入并返回。即锁定由Next-Key Lock算法降级为了Record Lock，从而提高应用的并发性。正如前面所介绍的，Next-Key降级为Record Lock仅在查询的列是唯一索引的情况下。若是辅助索引，则情况会完全不同。同样，首先根据如下代码创建测试表z：
CREATE TABLE Z(a int,b int,primary key (a),key(b));
insert into z values(1,1),(3,1),(5,3),(7,6),(10,8);
表z的列b是辅助索引，若在会话A中执行下面的SQL语句：
SELECT * FROM Z WHERE b=3 FOR UPDATE;
很明显，这时SQL语句通过索引列b进行查询，因此其使用传统的Next-Key Locking技术加锁，并且由于有两个索引，其需要分别进行锁定。对于聚集索引，其仅对列a等于5的索引加上Record Lock。而对于辅助索引，其加上的是Next-Key Locking，锁定的范围是(1,3),特别需要注意的是，InnoDB存储引擎会对辅助索引下一个键值加上gap lock，即还有一个辅助索引范围为(3,6)的锁。因此，若在新会话B中运行下面的构架语句，都会被阻塞：
SELECT * FROM Z WHERE a=5 LOCK IN SHARE MODE;
INSERT INTO Z SELECT 4,2;
INSERT INTO Z SELECT 6,5;
第一个SQL语句不能执行，因为在会话A中执行的SQL语句已经聚集索引中列a=5的值加上X锁，因此执行会被阻塞。第二个SQL语句，主键插入4，没有问题，但是插入的辅助索引值2在锁定的范围(1，3)中因此执行同样会被阻塞。第三个SQL语句，插入的主键6没有被锁定，5也不在范围(1，3)之间。但插入的值5在另一个锁定范围(3，6)中，故同样需要等待。而下面的SQL语句，不会被阻塞，可以立即执行：
INSERT INTO Z SELECT 8,6;
INSERT INTO Z SEELCT 2,0;
INSERT INTO Z SELECT 6,7;
从上面的例子中可以看到，Gap Lock的作用是为了阻止多个事务将记录插入到同一个范围内，而这会导致Phantom Problem问题的产生。例如在上面的例子中，会话A中用户已经锁定了b=3的记录。若此时没有Gap Lock锁定(3，6)，那么用户可以插入索引b列为3的记录，这会导致会话A中的用户再次执行同样查询时会返回不同的记录，导致Phantom Problem问题的产生。
用户可以通过以下两种方式来显式地关闭Gap Lock：
将事务的隔离级别设置为READ COMMITTED
将参数innodb_locks_unsafe_for_binlog设置为1
在上述的配置下，除了外键约束和唯一性检查依然需要的Gap Lock，其余情况仅使用Record Lock进行锁定。但需要牢记的是，上述设置破坏了事务的隔离性，并且对于replication，可能会导致主从数据的不一致。此外，从性能上来看，READ COMMITTED也不会优于默认的事务隔离级别READ REPEATABLE。
在InnoDB存储引擎中，对于INSERT的操作，其会检查插入记录的下一条记录是否被锁定，若已被锁定，则不允许查询。对于上面的例子，会话A已经锁定了表z中b=3的记录，即已经锁定了(1，3)的范围，这时若在其他会话中进行如下的插入同样会导致阻塞：
INSERT INTO Z SELECT 2,2;
因为在辅助索引列b上插入值为2的记录时，会监测到下一个记录3已经被索引。而将插入修改为如下的值，可以立即执行：
INSERT INTO Z SELECT 2,0;
最后再次提醒的是，对于唯一键值的锁定,Next-Key Lock降级为Record Lock仅存在于查询所有的唯一索引一列。若唯一索引由多个列组成，而查询是查找多个唯一索引列中的其中一个，那么查询其实是range类型查询，而不是point类型查询故InnoDB存储引擎依然使用Next-Key Lock进行锁定。
