在上一篇文章中,我提到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,insert语句是一个很轻量的操作。不过,这个结论对于“普通的insert语句”才有效。也就是说,还有些insert语句是属于“特殊情况”的,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。
那么,今天这篇文章,我们就一起来聊聊这个话题。
我们先从昨天的问题说起吧。表t和t2的表结构、初始化数据语句如下,今天的例子我们还是针对这两个表展开。
CREATE TABLE `t` (
`id` 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 t
现在,我们一起来看看为什么在可重复读隔离级别下,binlog_format=statement时执行:
insert into t2(c,d) select c,d from t;
这个语句时,需要对表t的所有行和间隙加锁呢?
其实,这个问题我们需要考虑的还是日志和数据的一致性。我们看下这个执行序列:
图1 并发insert场景
实际的执行效果是,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。于是,在binlog_format=statement的情况下,binlog里面就记录了这样的语句序列:
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 :
insert into t2(c,d) (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);
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),如下图所示:
图2 慢查询日志--将数据插入表t2
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中的话:
insert into t(c,d) (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);
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。
图3 慢查询日志--将数据插入表t
可以看到,这时候的Rows_examined的值是5。
我在前面的文章中提到过,希望你都能够学会用explain的结果来“脑补”整条语句的执行过程。今天,我们就来一起试试。
如图4所示就是这条语句的explain结果。
图4 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。
图中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。
图5 查看 Innodb_rows_read变化
可以看到,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:
- 创建临时表,表里有两个字段c和d。
- 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。
- 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:
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;
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。我先给你举一个简单的唯一键冲突的例子。
图6 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。
备注:这个bug,是我在写这篇文章查阅文档时发现的,已经发给官方并被verified了。
有同学在前面文章的评论区问到,在有多个唯一索引的表中并发插入数据时,会出现死锁。但是,由于他没有提供复现方法或者现场,我也无法做分析。所以,我建议你在评论区发问题的时候,尽量同时附上复现方法,或者现场信息,这样我才好和你一起分析问题。
这里,我就先和你分享一个经典的死锁场景,如果你还遇到过其他唯一键冲突导致的死锁场景,也欢迎给我留言。
图7 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:
- 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(如果你的印象模糊了,可以回顾下第21篇文章介绍的加锁规则)。
- 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;同样地,session C也在索引c上,c=5这一个记录上,加了读锁。
- 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
上面这个例子是主键冲突后直接报错,如果是改写成
insert into t values(11,10,10) on duplicate key update d=100;
的话,就会给索引c上(5,10] 加一个排他的next-key lock(写锁)。
insert into … on duplicate key update 这个语义的逻辑是,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。
注意,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。
现在表t里面已经有了(1,1,1)和(2,2,2)这两行,我们再来看看下面这个语句执行的效果:
图9 两个唯一键同时冲突
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。你需要注意,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。
最后,我给你留一个问题吧。
你平时在两个表之间拷贝数据用的是什么方法,有什么注意事项吗?在你的应用场景里,这个方法,相较于其他方法的优势是什么呢?
你可以把你的经验和分析写在评论区,我会在下一篇文章的末尾选取有趣的评论来和你一起分析。感谢你的收听,也欢迎你把这篇文章分享给更多的朋友一起阅读。
我们已经在文章中回答了上期问题。
有同学提到,如果在insert … select 执行期间有其他线程操作原表,会导致逻辑错误。其实,这是不会的,如果不加锁,就是快照读。
一条语句执行期间,它的一致性视图是不会修改的,所以即使有其他事务修改了原表的数据,也不会影响这条语句看到的数据。
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@长杰 同学回答得非常准确。