间隙锁规则:
两个“原则”、两个“优化”和一个“bug”:
1.加锁的基本单位是next-key lock，next-key lock是前开后闭区间。
2.查找过程中访问到的对象才会加锁。
3.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.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.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。
规则前提说明：
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现在的最新版本，即5.x系列<=5.7.24，8.0系列 <=8.0.13。
表/数据初始化:
表t的建表语句和初始化语句
CREATE TABLE t (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 t 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
分析:
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退化成间隙锁，因此最终加锁的范围是(5,10)。
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(关于覆盖索引)
分析:
1.session A要给索引c上c=5的这一行加上读锁。
2.根据原则1，加锁单位是next-key lock，因此会给(0,5]加上next-key lock。
注意c是普通索引，因此仅访问c=5这一条记录是不能马上停下来的，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.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)。
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，
执行 for update时，系统会认为你接下来要更新数据，会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，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。
案例三：主键索引范围锁
分析:
1.要找到第一个id=10的行，因此本该是next-key lock(5,10]。
2. 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next-key lock(10,15]。
3.session A这时候锁的范围就是主键索引上，行锁id=10和next-key lock(10,15]。
4.session A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。
案例四：非唯一索引范围锁
分析:
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
分析:
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(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。而且由于这是个范围扫描，因此索引id上的(15,20]这个next-key lock也会被锁上。
session B要更新id=20这一行，是会被锁住的。session C要插入id=16的一行，也会被锁住。
案例六：非唯一索引上存在"等值"的例子
mysql> insert into t values(30,10,30);
虽然有两个c=10，但是它们的主键值id是不同的（分别是10和30），因此这两个c=10的记录之间，也是有间隙的。
分析:
1.session A在遍历的时候，先访问第一个c=10的记录。
2.根据原则1，这里加的是(c=5,id=5)到(c=10,id=10)这个next-key lock。
3.session A向右查找，直到碰到(c=15,id=15)这一行，循环才结束。
4.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。
5.这个delete语句在索引c上的加锁范围，就是下图中蓝色区域覆盖的部分。
这个蓝色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)这两行上都没有锁。
案例七：limit 语句加锁
分析:
delete语句明确加了limit 2的限制，因此在遍历到(c=10, id=30)这一行之后，满足条件的语句已经有两条，循环就结束了。
索引c上的加锁范围就变成了从（c=5,id=5)到（c=10,id=30)这个前开后闭区间：
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
分析:
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] ，进入锁等待；
3.session A要再插入(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。
4.session B的“加next-key lock(5,10] ”操作，实际上分成了两步，先是加(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。
我们在分析加锁规则的时候可以用next-key lock来分析。具体执行的时候，是要分成间隙锁和行锁两段来执行的。
案例九：倒序加锁
分析:
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。
因此，session A 的select语句锁的范围就是：
1.索引c上 (5, 25)；
2.主键索引上id=15、20两个行锁。
案例十：不等号条件里的等值查询
select * from t where id>9 and id<12 order by id desc for update;
这个语句的加锁范围是主键索引上的 (0,5]、(5,10]和(10, 15)。也就是说，id=15这一行，并没有被加上行锁。
我们的查询语句中where条件是大于号和小于号，这里的“等值查询”又是从哪里来的呢？
分析:
1.这个过程是通过索引树的搜索过程得到的，在引擎内部，其实是要找到id=12的这个值，只是最终没找到，但找到了(10,15)这个间隙。
2.然后向左遍历，在遍历过程中，就不是等值查询了，会扫描到id=5这一行，所以会加一个next-key lock (0,5]。
也就是说，在执行过程中，通过树搜索的方式定位记录的时候，用的是“等值查询”的方法。
案例十一：等值查询的过程
select id from t where c in(5,20,10) lock in share mode;
这条语句的explain结果:
这条in语句使用了索引c并且rows=3，说明这三个值都是通过B+树搜索定位的。
分析:
1.在查找c=5的时候，先锁住了(0,5]。但是因为c不是唯一索引，为了确认还有没有别的记录c=5，就要向右遍历，找到c=10才确认没有了，这个过程满足优化2，所以加了间隙锁(5,10)。
2.执行c=10这个逻辑的时候，加锁的范围是(5,10] 和 (10,15)；
4.执行c=20这个逻辑的时候，加锁的范围是(15,20] 和 (20,25)。
所以,这条语句在索引c上加的三个记录锁的顺序是：先加c=5的记录锁，再加c=10的记录锁，最后加c=20的记录锁。
这些锁是“在执行过程中一个一个加的”，而不是一次性加上去的。
案例十二：间隙锁范围扩大导致锁等待
分析:
由于delete操作把id=10这一行删掉了，原来的两个间隙(5,10)、(10,15）变成了一个(5,15)。
所谓“间隙”，其实就是由“这个间隙右边的那个记录”定义的。
案例十三：更新数据导致间隙锁范围变更
分析:
session A的加锁范围是索引c上的 (5,10]、(10,15]、(15,20]、(20,25]和(25,supremum]。
根据c>5查到的第一个记录是c=10，因此不会加(0,5]这个next-key lock。
之后session B的第一个update语句，要把c=5改成c=1，你可以理解为两步：
1.插入(c=1, id=5)这个记录；
2.删除(c=5, id=5)这个记录。
索引c上(5,10)间隙是由这个间隙右边的记录，也就是c=10定义的。
session A的加锁范围：
session B要执行 update t set c = 5 where c = 1这个语句了，拆成两步：
插入(c=5, id=5)这个记录；
删除(c=1, id=5)这个记录。
第一步试图在已经加了间隙锁的(1,10)中插入数据，所以就被堵住了。
