解决死锁之路 - 常见 SQL 语句的加锁分析

这篇文章将对一些常见的 SQL 语句进行加锁分析，看看我们平时执行的那些 SQL 都会加什么锁。只有对我们所写的 SQL 语句加锁过程了如指掌，才能在遇到死锁问题时倒推出是什么锁导致的问题。在前面的博客中我们已经学习了 MySQL 下不同的锁模式和锁类型，我们要特别注意它们的兼容矩阵，熟悉哪些锁是不兼容的，这些不兼容的锁往往就是导致死锁的罪魁祸首。总体来说，MySQL 中的锁可以分成两个粒度：表锁和行锁，表锁有：表级读锁，表级写锁，读意向锁，写意向锁，自增锁；行锁有：读记录锁，写记录锁，间隙锁，Next-key 锁，插入意向锁。不出意外，绝大多数的死锁问题都是由这些锁之间的冲突导致的。

我们知道，不同的隔离级别加锁也是不一样的，譬如 RR 隔离级别下有间隙锁和 Next-key 锁，这在 RC 隔离级别下是没有的（也有例外），所以在对 SQL 进行加锁分析时，必须得知道数据库的隔离级别。由于 RR 和 RC 用的比较多，所以这篇博客只对这两种隔离级别做分析。

一、基本的加锁规则

虽然 MySQL 的锁各式各样，但是有些基本的加锁原则是保持不变的，譬如：快照读是不加锁的，更新语句肯定是加排它锁的，RC 隔离级别是没有间隙锁的等等。这些规则整理如下，后面就不再重复介绍了：

常见语句的加锁

SELECT ... 语句正常情况下为快照读，不加锁；
SELECT ... LOCK IN SHARE MODE 语句为当前读，加 S 锁；
SELECT ... FOR UPDATE 语句为当前读，加 X 锁；
常见的 DML 语句（如 INSERT、DELETE、UPDATE）为当前读，加 X 锁；
常见的 DDL 语句（如 ALTER、CREATE 等）加表级锁，且这些语句为隐式提交，不能回滚；

表锁

表锁（分 S 锁和 X 锁）
意向锁（分 IS 锁和 IX 锁）
自增锁（一般见不到，只有在 innodb_autoinc_lock_mode = 0 或者 Bulk inserts 时才可能有）

行锁

记录锁（分 S 锁和 X 锁）
间隙锁（分 S 锁和 X 锁）
Next-key 锁（分 S 锁和 X 锁）
插入意向锁

行锁分析

行锁都是加在索引上的，最终都会落在聚簇索引上；
加行锁的过程是一条一条记录加的；

锁冲突

S 锁和 S 锁兼容，X 锁和 X 锁冲突，X 锁和 S 锁冲突；
表锁和行锁的冲突矩阵参见前面的博客了解常见的锁类型；

不同隔离级别下的锁

上面说 SELECT ... 语句正常情况下为快照读，不加锁；但是在 Serializable 隔离级别下为当前读，加 S 锁；
RC 隔离级别下没有间隙锁和 Next-key 锁（特殊情况下也会有：purge + unique key）；
不同隔离级别下锁的区别，参见前面的博客学习事务与隔离级别；

二、简单 SQL 的加锁分析

何登成前辈在他的博客《MySQL 加锁处理分析》中对一些常见的 SQL 加锁进行了细致的分析，这篇博客可以说是网上介绍 MySQL 加锁分析的一个范本，网上几乎所有关于加锁分析的博客都是参考了这篇博客，勘称经典，强烈推荐。我这里也不例外，只是在他的基础上进行了一些整理和总结。

我们使用下面这张 students 表作为实例，其中 id 为主键，no（学号）为二级唯一索引，name（姓名）和 age（年龄）为二级非唯一索引，score（学分）无索引。

image.png

这一节我们只分析最简单的一种 SQL，它只包含一个 WHERE 条件，等值查询或范围查询。虽然 SQL 非常简单，但是针对不同类型的列，我们还是会面对各种情况：

聚簇索引，查询命中：UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 15;
聚簇索引，查询未命中：UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 16;
二级唯一索引，查询命中：UPDATE students SET score = 100 WHERE no = 'S0003';
二级唯一索引，查询未命中：UPDATE students SET score = 100 WHERE no = 'S0008';
二级非唯一索引，查询命中：UPDATE students SET score = 100 WHERE name = 'Tom';
二级非唯一索引，查询未命中：UPDATE students SET score = 100 WHERE name = 'John';
无索引：UPDATE students SET score = 100 WHERE score = 22;
聚簇索引，范围查询：UPDATE students SET score = 100 WHERE id <= 20;
二级索引，范围查询：UPDATE students SET score = 100 WHERE age <= 23;
修改索引值：UPDATE students SET name = 'John' WHERE id = 15;

2.1 聚簇索引，查询命中

语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 15 在 RC 和 RR 隔离级别下加锁情况一样，都是对 id 这个聚簇索引加 X 锁，如下：

image.png

2.2 聚簇索引，查询未命中

如果查询未命中纪录，在 RC 和 RR 隔离级别下加锁是不一样的，因为 RR 有 GAP 锁。语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 16 在 RC 和 RR 隔离级别下的加锁情况如下（RC 不加锁）：

image.png

2.3 二级唯一索引，查询命中

语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE no = 'S0003' 命中二级唯一索引，上一篇博客中我们介绍了索引的结构，我们知道二级索引的叶子节点中保存了主键索引的位置，在给二级索引加锁的时候，主键索引也会一并加锁。这个在 RC 和 RR 两种隔离级别下没有区别：

image.png

那么，为什么主键索引上的记录也要加锁呢？因为有可能其他事务会根据主键对 students 表进行更新，如：UPDATE students SET score = 100 WHERE id = 20，试想一下，如果主键索引没有加锁，那么显然会存在并发问题。

2.4 二级唯一索引，查询未命中

如果查询未命中纪录，和 2.2 情况一样，RR 隔离级别会加 GAP 锁，RC 无锁。语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE no = 'S0008' 加锁情况如下：

image.png

这种情况下只会在二级索引加锁，不会在聚簇索引上加锁。

2.5 二级非唯一索引，查询命中

如果查询命中的是二级非唯一索引，在 RR 隔离级别下，还会加 GAP 锁。语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE name = 'Tom' 加锁如下：

image.png

为什么非唯一索引会加 GAP 锁，而唯一索引不用加 GAP 锁呢？原因很简单，GAP 锁的作用是为了解决幻读，防止其他事务插入相同索引值的记录，而唯一索引和主键约束都已经保证了该索引值肯定只有一条记录，所以无需加 GAP 锁。

这里还有一点要注意一下，数一数右图中的锁你可能会觉得一共加了 7 把锁，实际情况不是，要注意的是 (Tom, 37) 上的记录锁和它前面的 GAP 锁合起来是一个 Next-key 锁，这个锁加在 (Tom, 37) 这个索引上，另外 (Tom, 49) 上也有一把 Next-key 锁。那么最右边的 GAP 锁加在哪呢？右边已经没有任何记录了啊。其实，在 InnoDb 存储引擎里，每个数据页中都会有两个虚拟的行记录，用来限定记录的边界，分别是：Infimum Record 和 Supremum Record，Infimum 是比该页中任何记录都要小的值，而 Supremum 比该页中最大的记录值还要大，这两条记录在创建页的时候就有了，并且不会删除。上面右边的 GAP 锁就是加在 Supremum Record 上。所以说，上面右图中共有 2 把 Next-key 锁，1 把 GAP 锁，2 把记录锁，一共 5 把锁。

2.6 二级非唯一索引，查询未命中

如果查询未命中纪录，和 2.2、2.4 情况一样，RR 隔离级别会加 GAP 锁，RC 无锁。语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE name = 'John' 加锁情况如下：

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image.png

2.7 无索引

如果 WHERE 条件不能走索引，MySQL 会如何加锁呢？有的人说会在表上加 X 锁，也有人说会根据 WHERE 条件将筛选出来的记录在聚簇索引上加上 X 锁，那么究竟如何，我们看下图：

image.png

在没有索引的时候，只能走聚簇索引，对表中的记录进行全表扫描。在 RC 隔离级别下会给所有记录加行锁，在 RR 隔离级别下，不仅会给所有记录加行锁，所有聚簇索引和聚簇索引之间还会加上 GAP 锁。

语句 UPDATE students SET score = 100 WHERE score = 22 满足条件的虽然只有 1 条记录，但是聚簇索引上所有的记录，都被加上了 X 锁。那么，为什么不是只在满足条件的记录上加锁呢？这是由于 MySQL 的实现决定的。如果一个条件无法通过索引快速过滤，那么存储引擎层面就会将所有记录加锁后返回，然后由 MySQL Server 层进行过滤，因此也就把所有的记录都锁上了。

不过在实际的实现中，MySQL 有一些改进，如果是 RC 隔离级别，在 MySQL Server 过滤条件发现不满足后，会调用 unlock_row 方法，把不满足条件的记录锁释放掉（违背了 2PL 的约束）。这样做可以保证最后只会持有满足条件记录上的锁，但是每条记录的加锁操作还是不能省略的。如果是 RR 隔离级别，一般情况下 MySQL 是不能这样优化的，除非设置了 innodb_locks_unsafe_for_binlog 参数，这时也会提前释放锁，并且不加 GAP 锁，这就是所谓的 semi-consistent read。

2.8 聚簇索引，范围查询

上面所介绍的各种情况其实都是非常常见的 SQL，它们有一个特点：全部都只有一个 WHERE 条件，并且都是等值查询。那么问题来了，如果不是等值查询而是范围查询，加锁情况会怎么样呢？有人可能会觉得这很简单，根据上面的加锁经验，我们只要给查询范围内的所有记录加上锁即可，如果隔离级别是 RR，所有记录之间再加上间隙锁。事实究竟如何，我们看下面的图：

image.png

SQL 语句为 UPDATE students SET score = 100 WHERE id <= 20，按理说我们只需要将 id = 20、18、15 三条记录锁住即可，但是看右边的图，在 RR 隔离级别下，我们还把 id = 30 这条记录以及 (20, 30] 之间的间隙也锁起来了，很显然这是一个 Next-key 锁。如果 WHERE 条件是 id < 20，则会把 id = 20 这条记录锁住。为什么会这样我也不清楚，网上搜了很久，有人说是为了防止幻读，但 id 是唯一主键，(20, 30] 之间是不可能再插入一条 id = 20 的，所以具体的原因还需要再分析下，如果你知道，还请不吝赐教。

所以对于范围查询，如果 WHERE 条件是 id <= N，那么 N 后一条记录也会被加上 Next-key 锁；如果条件是 id < N，那么 N 这条记录会被加上 Next-key 锁。另外，如果 WHERE 条件是 id >= N，只会给 N 加上记录锁，以及给比 N 大的记录加锁，不会给 N 前一条记录加锁；如果条件是 id > N，也不会锁前一条记录，连 N 这条记录都不会锁。

====================== 11月26号补充 =========================

我在做实验的时候发现，在 RR 隔离级别，条件是 id >= 20，有时会对 id < 20 的记录加锁，有时候又不加，感觉找不到任何规律，请以实际情况为准。我对范围查询的加锁原理还不是很明白，后面有时间再仔细研究下，也欢迎有兴趣的同学一起讨论下。

下面是我做的一个简单的实验，表很简单，只有一列主键 id：

mysql> show create table t1;
+-------+--------------------------------------------+
| Table | Create Table                               |
+-------+--------------------------------------------+
| t1    | CREATE TABLE `t1` (                        |
|       |    `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,   |
|       |    PRIMARY KEY (`id`)                      |
|       | ) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8       |
+-------+--------------------------------------------+

表里一共三条数据：

mysql> select * from t1;
+----+
| id |
+----+
|  2 |
|  4 |
|  6 |
+----+
3 rows in set (0.00 sec)

执行 delete from t1 where id > 2 时加锁情况是：(2, 4], (4, 6], (6, +∞) 执行 select * from t1 where id > 2 for update 时加锁情况是：(-∞, 2], (2, 4], (4, 6], (6, +∞) 可见 select for update 和 delete 的加锁还是有所区别的，至于 select for update 为什么加 (-∞, 2] 这个锁，我还是百思不得其解。后来无意中给表 t1 加了一个字段 a int(11) NOT NULL，竟然发现 select * from t1 where id > 2 for update 就不会给 (-∞, 2] 加锁了，真的非常奇怪。

经过几天的搜索，终于找到了一个像样的解释（但不好去证实）：当数据表中数据非常少时，譬如上面那个的例子，select ... [lock in share mode | for update] 语句会走全表扫描，这样表中所有记录都会被锁住，这就是 (-∞, 2] 被锁的原因。而 delete 语句并不会走全表扫描。

2.9 二级索引，范围查询

然后我们把范围查询应用到二级非唯一索引上来，SQL 语句为：UPDATE students SET score = 100 WHERE age <= 23，加锁情况如下图所示：

image

可以看出和聚簇索引的范围查询一样，除了 WHERE 条件范围内的记录加锁之外，后面一条记录也会加上 Next-key 锁，这里有意思的一点是，尽管满足 age = 24 的记录有两条，但只有第一条被加锁，第二条没有加锁，并且第一条和第二条之间也没有加锁。

2.10 修改索引值

这种情况比较容易理解，WHERE 部分的索引加锁原则和上面介绍的一样，多的是 SET 部分的加锁。譬如 UPDATE students SET name = 'John' WHERE id = 15 不仅在 id = 15 记录上加锁之外，还会在 name = 'Bob'（原值）和 name = 'John'（新值）上加锁。示意图如下（<span style='color:red;'>此处理解有误，参见下面的评论区</span>）：

image

RC 和 RR 没有区别。

三、复杂条件加锁分析

前面的例子都是非常简单的 SQL，只包含一个 WHERE 条件，并且是等值查询，当 SQL 语句中包含多个条件时，对索引的分析就相当重要了。因为我们知道行锁最终都是加在索引上的，如果我们连执行 SQL 语句时会使用哪个索引都不知道，又怎么去分析这个 SQL 所加的锁呢？

MySQL 的索引是一个很复杂的话题，甚至可以写一本书出来了。这里就只是学习一下在对复杂 SQL 加锁分析之前如何先对索引进行分析。譬如下面这样的 SQL：

mysql> DELETE FROM students WHERE name = 'Tom' AND age = 22;

其中 name 和 age 两个字段都是索引，那么该如何加锁？这其实取决于 MySQL 用哪个索引。可以用 EXPLAIN 命令分析 MySQL 是如何执行这条 SQL 的，通过这个命令可以知道 MySQL 会使用哪些索引以及怎么用索引来执行 SQL 的，只有执行会用到的索引才有可能被加锁，没有使用的索引是不加锁的，这里有一篇 EXPLAIN 的博客可以参考。也可以使用 MySQL 的 optimizer_trace 功能来对 SQL 进行分析，它支持将执行的 SQL 的查询计划树记录下来，这个稍微有点难度，有兴趣的同学可以研究下。那么 MySQL 是如何选择合适的索引呢？其实 MySQL 会给每一个索引一个指标，叫做索引的选择性，这个值越高表示使用这个索引能最大程度的过滤更多的记录，关于这个，又是另一个话题了。

当然，从两个索引中选择一个索引来用，这种情况的加锁分析和我们上一节讨论的情形并没有本质的区别，只需要将那个没有用索引的 WHERE 条件当成普通的过滤条件就好了。这里我们会把用到的索引称为 Index Key，而另一个条件称为 Table Filter。譬如这里如果用到的索引为 age，那么 age 就是 Index Key，而 name = 'Tom' 就是 Table Filter。Index Key 又分为 First Key 和 Last Key，如果 Index Key 是范围查询的话，如下面的例子：

mysql> DELETE FROM students WHERE name = 'Tom' AND age > 22 AND age < 25;

其中 First Key 为 age > 22，Last Key 为 age < 25。

所以我们在加锁分析时，只需要确定 Index Key 即可，锁是加在 First Key 和 Last Key 之间的记录上的，如果隔离级别为 RR，同样会有间隙锁。要注意的是，当索引为复合索引时，Index Key 可能会有多个，何登成的这篇博客《SQL中的where条件，在数据库中提取与应用浅析》详细介绍了如何从一个复杂的 WHERE 条件中提取出 Index Key，推荐一读。这里也有一篇博客介绍了 MySQL 是如何利用索引的。

当索引为复合索引时，不仅可能有多个 Index Key，而且还可能有 Index Filter。所谓 Index Filter，就是复合索引中除 Index Key 之外的其他可用于过滤的条件。如果 MySQL 是 5.6 之前的版本，Index Filter 和 Table Filter 没有区别，统统将 Index First Key 与 Index Last Key 范围内的索引记录，回表读取完整记录，然后返回给 MySQL Server 层进行过滤。而在 MySQL 5.6 之后，Index Filter 与 Table Filter 分离，Index Filter 下降到 InnoDB 的索引层面进行过滤，减少了回表与返回 MySQL Server 层的记录交互开销，提高了SQL的执行效率，这就是传说中的 ICP（Index Condition Pushdown），使用 Index Filter 过滤不满足条件的记录，无需加锁。

这里引用何登成前辈博客中的一个例子：

image.png

可以看到 pubtime > 1 and pubtime < 20 为 Index First Key 和 Index Last Key，MySQL 会在这个范围内加上记录锁和间隙锁；userid = 'hdc' 为 Index Filter，这个过滤条件可以在索引层面就可以过滤掉一条记录，因此如果数据库支持 ICP 的话，(4, yyy, 3) 这条记录就不会加锁；comment is not NULL 为 Table Filter，虽然这个条件也可以过滤一条记录，但是它不能在索引层面过滤，而是在根据索引读取了整条记录之后才过滤的，因此加锁并不能省略。

四、DELETE 语句加锁分析

一般来说，DELETE 的加锁和 SELECT FOR UPDATE 或 UPDATE 并没有太大的差异，DELETE 语句一样会有下面这些情况：

聚簇索引，查询命中：DELETE FROM students WHERE id = 15;
聚簇索引，查询未命中：DELETE FROM students WHERE id = 16;
二级唯一索引，查询命中：DELETE FROM students WHERE no = 'S0003';
二级唯一索引，查询未命中：DELETE FROM students WHERE no = 'S0008';
二级非唯一索引，查询命中：DELETE FROM students WHERE name = 'Tom';
二级非唯一索引，查询未命中：DELETE FROM students WHERE name = 'John';
无索引：DELETE FROM students WHERE score = 22;
聚簇索引，范围查询：DELETE FROM students WHERE id <= 20;
二级索引，范围查询：DELETE FROM students WHERE age <= 23;

针对这些情况的加锁分析和上文一致，这里不再赘述。

那么 DELETE 语句和 UPDATE 语句的加锁到底会有什么不同呢？我们知道，在 MySQL 数据库中，执行 DELETE 语句其实并没有直接删除记录，而是在记录上打上一个删除标记，然后通过后台的一个叫做 purge 的线程来清理。从这一点来看，DELETE 和 UPDATE 确实是非常相像。事实上，DELETE 和 UPDATE 的加锁也几乎是一样的，这里要单独加一节来说明 DELETE 语句的加锁分析，其实并不是因为 DELETE 语句的加锁和其他语句有所不同，而是因为 DELETE 语句导致多了一种特殊类型的记录：标记为删除的记录，对于这种类型记录，它的加锁和其他记录的加锁机制不一样。所以这一节的标题叫做标记为删除的记录的加锁分析可能更合适。

那么问题又来了：什么情况下会对已标记为删除的记录加锁呢？我总结下来会有两种情况：阻塞后加锁和快照读后加锁（自己取得名字），下面分别介绍。

阻塞后加锁如下图所示，事务 A 删除 id = 18 这条记录，同时事务 B 也删除 id = 18 这条记录，很显然，id 为主键，DELETE 语句需要获取 X 记录锁，事务 B 阻塞。事务 A 提交之后，id = 18 这条记录被标记为删除，此时事务 B 就需要对已删除记录进行加锁。

image.png

快照读后加锁如下图所示，事务 A 删除 id = 18 这条记录，并提交。事务 B 在事务 A 提交之前有一次 id = 18 的快照读，所以在后面删除 id = 18 这条记录的时候就需要对已删除记录加锁了。如果没有事务开头的这个快照读，DELETE 语句就只是简单的删除一条不存在的记录。

image.png

注意，上面的事务 B 不限于 DELETE 语句，换成 UPDATE 或 SELECT FOR UPDATE 同样适用。网上对这种删除记录的加锁分析并不多，我通过自己做的实验，得到了下面这些结论，如有不正确的地方，欢迎斧正。（实验环境，MySQL 版本：5.7，隔离级别：RR）

删除记录为聚簇索引

阻塞后加锁：在删除记录上加 X 记录锁（rec but not gap），并在删除的后一条记录上加间隙锁（gap before rec）
快照读后加锁：在删除记录上加 X 记录锁（rec but not gap）

删除记录为二级索引（唯一索引和非唯一索引都适用）

阻塞后加锁：在删除记录上加 Next-key 锁，并在删除的后一条记录上加间隙锁
快照读后加锁：在删除记录上加 Next-key 锁，并在删除的后一条记录上加间隙锁

要注意的是，这里的隔离级别为 RR，如果在 RC 隔离级别下，加锁过程应该会不一样，感兴趣的同学可以自行实验。关于 DELETE 语句的加锁，何登成前辈在他的博客：《一个最不可思议的MySQL死锁分析》里面有详细的分析，并介绍了页面锁的相关概念，还原了仅仅只有一条 DELETE 语句也会造成死锁的整个过程，讲的很精彩。

五、INSERT 语句加锁分析

上面所提到的加锁分析，都是针对 SELECT FOR UPDATE、UPDATE、DELETE 等进行的，那么针对 INSERT 加锁过程又是怎样的呢？我们下面继续探索。

还是用 students 表来实验，譬如我们执行下面的 SQL：


mysql> insert into students(no, name, age, score) value('S0008', 'John', 26, 87);

然后我们用 show engine innodb status\G 查询事务的锁情况：

---TRANSACTION 3774, ACTIVE 2 sec
1 lock struct(s), heap size 1136, 0 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 150, OS thread handle 10420, query id 3125 localhost ::1 root
TABLE LOCK table `sys`.`t3` trx id 3774 lock mode IX

我们发现除了一个 IX 的 TABLE LOCK 之外，就没有其他的锁了，难道 INSERT 不加锁？一般来说，加锁都是对表中已有的记录进行加锁，而 INSERT 语句是插入一条新的纪录，这条记录表中本来就没有，那是不是就不需要加锁了？显然不是，至少有两个原因可以说明 INSERT 加了锁：

为了防止幻读，如果记录之间加有 GAP 锁，此时不能 INSERT；
如果 INSERT 的记录和已有记录造成唯一键冲突，此时不能 INSERT；

要解决这两个问题，都是靠锁来解决的（第一个加插入意向锁，第二个加 S 锁进行当前读），只是在 INSERT 的时候如果没有出现这两种情况，那么锁就是隐式的，只是我们看不到而已。这里我们不得不提一个概念叫隐式锁（Implicit Lock），它对我们分析 INSERT 语句的加锁过程至关重要。

关于隐式锁，这篇文章《MySQL数据库InnoDB存储引擎中的锁机制》对其做了详细的说明，讲的非常清楚，推荐一读。可以参考上一篇介绍的悲观锁和乐观锁。

锁是一种悲观的顺序化机制，它假设很可能发生冲突，因此在操作数据时，就加锁，如果冲突的可能性很小，多数的锁都是不必要的。Innodb 实现了一个延迟加锁的机制来减少加锁的数量，这被称为隐式锁。隐式锁中有个重要的元素：事务ID（trx_id）。隐式锁的逻辑过程如下： A. InnoDB 的每条记录中都有一个隐含的 trx_id 字段，这个字段存在于簇索引的 B+Tree 中; B. 在操作一条记录前，首先根据记录中的 trx_id 检查该事务是否是活动的事务（未提交或回滚），如果是活动的事务，首先将隐式锁转换为显式锁（就是为该事务添加一个锁）； C. 检查是否有锁冲突，如果有冲突，创建锁，并设置为 waiting 状态；如果没有冲突不加锁，跳到 E； D. 等待加锁成功，被唤醒，或者超时； E. 写数据，并将自己的 trx_id 写入 trx_id 字段。隐式锁的特点是只有在可能发生冲突时才加锁，减少了锁的数量。另外，隐式锁是针对被修改的 B+Tree 记录，因此都是 Record 类型的锁，不可能是 Gap 或 Next-Key 类型。 INSERT 操作只加隐式锁，不需要显示加锁；UPDATE、DELETE 在查询时，直接对查询用的 Index 和主键使用显示锁，其他索引上使用隐式锁。理论上说，可以对主键使用隐式锁的。提前使用显示锁应该是为了减少死锁的可能性。INSERT，UPDATE，DELETE 对 B+Tree 们的操作都是从主键的 B+Tree 开始，因此对主键加锁可以有效的阻止死锁。

INSERT 加锁流程如下（参考）：

首先对插入的间隙加插入意向锁（Insert Intension Locks）

如果该间隙已被加上了 GAP 锁或 Next-Key 锁，则加锁失败进入等待；
如果没有，则加锁成功，表示可以插入；

然后判断插入记录是否有唯一键，如果有，则进行唯一性约束检查

如果不存在相同键值，则完成插入
如果存在相同键值，则判断该键值是否加锁
如果没有锁，判断该记录是否被标记为删除
如果标记为删除，说明事务已经提交，还没来得及 purge，这时加 S 锁等待；
如果没有标记删除，则报 1062 duplicate key 错误；
如果有锁，说明该记录正在处理（新增、删除或更新），且事务还未提交，加 S 锁等待；
插入记录并对记录加 X 记录锁；

这里的表述其实并不准确，有兴趣的同学可以去阅读 InnoDb 的源码分析 INSERT 语句具体的加锁过程，我在《读 MySQL 源码再看 INSERT 加锁流程》这篇博客中有详细的介绍。

参考

何登成的技术博客 - MySQL 加锁处理分析
何登成的技术博客 - MySQL+InnoDB semi-consitent read原理及实现分析
何登成的技术博客 - SQL中的where条件，在数据库中提取与应用浅析
何登成的技术博客 - 一个最不可思议的MySQL死锁分析
Yilun Fan's Blog - MySQL加锁分析
10分钟让你明白MySQL是如何利用索引的
MySQL innodb中各种SQL语句加锁分析
MySQL的并发控制与加锁分析
克鲁斯卡尔的博客 - InnoDB 锁
MySQL数据库InnoDB存储引擎中的锁机制
MySQL DELETE 删除语句加锁分析
MySQL锁系列（七）之锁算法详解
[MySQL 5.6] 初识5.6的optimizer trace
[MySQL学习] Innodb锁系统(4) Insert/Delete 锁处理及死锁示例分析