mysql-insert语句的锁为什么这么多

问题解析

insert语句的锁为什么这么多？

MySQL对自增主键锁做了优化，尽量在申请到自增id以后，就释放自增锁。

因此，大部分insert语句是一个很轻量的操作。

不过，也有些insert语句在执行过程中需要给其他资源加锁，或者无法在申请到自增id以后就立马释放自增锁。

如，insert … select 语句在可重复读隔离级别下，binlog_format=statement时执行SQL语句时，需要对表所有行和间隙加锁。

保证并发insert时日志和数据的一致性。

如果session B先执行，由于这个语句对表t主键索引加了(-∞,1]这个next-key lock，会在语句执行完成后，才允许session A的insert语句执行。

但如果没有锁的话，就可能出现session B的insert语句先执行，但是后写入binlog的情况。

CREATE TABLE t̀  ̀(  ìd  ̀int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,  `c  ̀int(11) DEFAULT NULL,  `d  ̀int(11) DEFAULT NULL,  PRIMARY KEY (̀ id )̀,  UNIQUE KEY `c  ̀(̀ c )̀) ENGINE=InnoDB;insert into t values(null, 1,1);insert into t values(null, 2,2);insert into t values(null, 3,3);insert into t values(null, 4,4);create table t2 like tinsert into t2(c,d) select c,d from t;insert into t values(-1,-1,-1);insert into t2(c,d) select c,d from t;
```这个语句到了备库执行，就会把id=-1这一行也写到表t2中，出现主备不一致。

当然了，执行insert … select 的时候，对目标表也不是锁全表，而是只锁住需要访问的资源。

如果现在有这么一个需求：要往表t2中插入一行数据，这一行的c值是表t中c值的最大值加1。

此时，我们可以这么写这条SQL语句 ：

这个语句的加锁范围，就是表t索引c上的(3,4]和(4,supremum]这两个next-key lock，以及主键索引上id=4这一行。

它的执行流程也比较简单，从表t中按照索引c倒序，扫描第一行，拿到结果写入到表t2中。

因此整条语句的扫描行数是1。

这个语句执行的慢查询日志（slow log）通过这个慢查询日志，我们看到Rows_examined=1，正好验证了执行这条语句的扫描行数为1。

那么，如果我们是要把这样的一行数据插入到表t中，语句的执行流程是怎样的？扫描行数又是多少呢？这时候，我们再看慢查询日志就会发现不对了。

这时候的Rows_examined的值是5。

insert into t2(c,d)  (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);insert into t(c,d)  (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);explain结果，从Extra字段可以看到“Using temporary”字样，表示这个语句用到了临时表。

也就是说，执行过程中，需要把表t的内容读出来，写入临时表。

rows显示的是1，我们不妨先对这个语句的执行流程做一个猜测：如果说是把子查询的结果读出来（扫描1行），写入临时表，然后再从临时表读出来（扫描1行），写回表t中。

那么，这个语句的扫描行数就应该是2，而不是5。

所以，这个猜测不对。

实际上，Explain结果里的rows=1是因为受到了limit 1 的影响。

从另一个角度考虑的话，我们可以看看InnoDB扫描了多少行。

如图5所示，是在执行这个语句前后查看Innodb_rows_read的结果，这个语句执行前后，Innodb_rows_read的值增加了4。

因为默认临时表是使用Memory引擎的，所以这4行查的都是表t，也就是说对表t做了全表扫描。

这样，我们就把整个执行过程理清楚了：

1. 创建临时表，表里有两个字段c和d。

 
2. 按照索引c扫描表t，依次取c=4、3、2、1，然后回表，读到c和d的值写入临时表。

这时，Rows_examined=4。

3. 由于语义里面有limit 1，所以只取了临时表的第一行，再插入到表t中。

这时，Rows_examined的值加1，变成了5。

也就是说，这个语句会导致在表t上做全表扫描，并且会给索引c上的所有间隙都加上共享的next-key lock。

所以，这个语句执行期间，其他事务不能在这个表上插入数据。

至于这个语句的执行为什么需要临时表，原因是这类一边遍历数据，一边更新数据的情况，如果读出来的数据直接写回原表，就可能在遍历过程中，读到刚刚插入的记录，新插入的记录如果参与计算逻辑，就跟语义不符。

由于实现上这个语句没有在子查询中就直接使用limit 1，从而导致了这个语句的执行需要遍历整个表t。

它的优化方法也比较简单，就是用前面介绍的方法，先insert into到临时表temp_t，这样就只需要扫描一行；然后再从表temp_t里面取出这行数据插入表t1。

当然，由于这个语句涉及的数据量很小，你可以考虑使用内存临时表来做这个优化。

使用内存临时表优化时，语句序列的写法如下：

insert 唯一键冲突前面的两个例子是使用insert … select的情况，接下来我要介绍的这个例子就是最常见的insert语句出现唯一键冲突的情况。

对于有唯一键的表，插入数据时出现唯一键冲突也是常见的情况了。

create temporary table temp_t(c int,d int) engine=memory;insert into temp_t (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);insert into t select * from temp_t;drop table temp_t;

唯一键冲突加锁这个例子也是在可重复读（repeatable read）隔离级别下执行的。

可以看到，session B要执行的insert语句进入了锁等待状态。

也就是说，session A执行的insert语句，发生唯一键冲突的时候，并不只是简单地报错返回，还在冲突的索引上加了锁。

我们前面说过，一个next-key lock就是由它右边界的值定义的。

这时候，session A持有索引c上的(5,10]共享next-key lock（读锁）。

至于为什么要加这个读锁，其实我也没有找到合理的解释。

从作用上来看，这样做可以避免这一行被别的事务删掉。

这里官方文档有一个描述错误，认为如果冲突的是主键索引，就加记录锁，唯一索引才加next-key lock。

但实际上，这两类索引冲突加的都是next-key lock。

唯一键冲突--死锁在session A执行rollback语句回滚的时候，session C几乎同时发现死锁并返回。

这个死锁产生的逻辑是这样的：

1. 在T1时刻，启动session A，并执行insert语句，此时在索引c的c=5上加了记录锁。

注意，这个索引是唯一索引，因此退化为记录锁。

2. 在T2时刻，session B要执行相同的insert语句，发现了唯一键冲突，加上读锁；同样 ，session C也在索引c上，c=5这一个记录上，加了读锁。

3. T3时刻，session A回滚。

这时候，session B和session C都试图继续执行插入操作，都要加上写锁。

两个session都要等待对方的行锁，所以就出现了死锁。

这个流程的状态变化图如下所示。

图8 状态变化图--死锁insert into … on duplicate key update语义的逻辑是，插入一行数据，如果碰到唯一键约束，就执行后面的更新语句。

insert into t values(11,10,10) on duplicate key update d=100; 如果有多个列违反了唯一性约束，就会按照索引的顺序，修改跟第一个索引冲突的行。

可以看到，主键id是先判断的，MySQL认为这个语句跟id=2这一行冲突，所以修改的是id=2的行。

需要注意的是，执行这条语句的affected rows返回的是2，很容易造成误解。

实际上，真正更新的只有一行，只是在代码实现上，insert和update都认为自己成功了，update计数加了1， insert 计数也加了1。

今天这篇文章，我和你介绍了几种特殊情况下的insert语句。

insert … select 是很常见的在两个表之间拷贝数据的方法。

在可重复读隔离级别下，这个语句会给select的表里扫描到的记录和间隙加读锁。

而如果insert和select的对象是同一个表，则有可能会造成循环写入。

这种情况下，我们需要引入用户临时表来做优化。

insert 语句如果出现唯一键冲突，会在冲突的唯一值上加共享的next-key lock(S锁)。

因此，碰到由于唯一键约束导致报错后，要尽快提交或回滚事务，避免加锁时间过长。