Record lock單條索引記錄上加鎖，record lock鎖住的永遠是索引，而非記錄本身，即使該表上沒有任何索引，那么innodb會在后臺創建一個隱藏的聚集主鍵索引，那么鎖住的就是這個隱藏的聚集主鍵索引。所以說當一條sql沒有走任何索引時，那么將會在每一條聚集索引后面加X鎖，這個類似于表鎖，但原理上和表鎖應該是完全不同的。

Gap lock在索引記錄之間的間隙中加鎖，或者是在某一條索引記錄之前或者之后加鎖，并不包括該索引記錄本身。gap lock的機制主要是解決可重復讀模式下的幻讀問題，關于幻讀的演示和gap鎖如何解決了幻讀。關于這一塊，先給出幾個定義

快照讀：

簡單的select操作，沒有lock in share mode或for update，快照讀不會加任何的鎖，而且由于mysql的一致性非鎖定讀的機制存在，任何快照讀也不會被阻塞。但是如果事務的隔離級別是SERIALIZABLE的話，那么快照讀也會被加上共享的next-key鎖，本文不對SERIALIZABLE隔離級別做敘述。

當前讀：

官方文檔的術語叫locking read，也就是insert，update，delete,select..in share mode和select..for update,當前讀會在所有掃描到的索引記錄上加鎖，不管它后面的where條件到底有沒有命中對應的行記錄。當前讀可能會引起死鎖。

意向鎖：

innodb的意向鎖主要用戶多粒度的鎖并存的情況。比如事務A要在一個表上加S鎖，如果表中的一行已被事務B加了X鎖，那么該鎖的申請也應被阻塞。如果表中的數據很多，逐行檢查鎖標志的開銷將很大，系統的性能將會受到影響。為了解決這個問題，可以在表級上引入新的鎖類型來表示其所屬行的加鎖情況，這就引出了“意向鎖”的概念。舉個例子，如果表中記錄1億，事務A把其中有幾條記錄上了行鎖了，這時事務B需要給這個表加表級鎖，如果沒有意向鎖的話，那就要去表中查找這一億條記錄是否上鎖了。如果存在意向鎖，那么假如事務Ａ在更新一條記錄之前，先加意向鎖，再加Ｘ鎖，事務B先檢查該表上是否存在意向鎖，存在的意向鎖是否與自己準備加的鎖沖突，如果有沖突，則等待直到事務Ａ釋放，而無須逐條記錄去檢測。事務Ｂ更新表時，其實無須知道到底哪一行被鎖了，它只要知道反正有一行被鎖了就行了。
說白了意向鎖的主要作用是處理行鎖和表鎖之間的矛盾，能夠顯示“某個事務正在某一行上持有了鎖，或者準備去持有鎖”

不可重復讀：

指的是在同一個事務中，連續幾次快照讀，讀取的記錄應該是一樣的

不可重復讀的演示較為簡單，本文不做討論。

幻讀：

指的是在一個事務A中執行了一個當前讀操作，而另外一個事務B在事務A的影響區間內insert了一條記錄，這時事務A再執行一個當前讀操作時，出現了幻行。這和不可重復讀的主要區別就在與事務A中一個是快照讀，一個當前讀；并且事務B中一個是任何的dml操作，一個只是insert。比如在A中select * from test where id<10 lock in share mode結果集為（1,2,3），這時在B中對test表插入了一條記錄4，這時在A中重新查詢結果集就是(1,2,3,4），和事務A在第一次查詢出來的結果集不一致，這里的4就是幻行。