MySQL45讲

实践篇

40 | insert语句的锁为什么这么多？

insert … select 语句

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

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。

insert 循环写入

示例 1：

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。

执行流程是从表 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。

示例 2：

insert into t(c,d)  (select c+1, d from t force index(c) order by c desc limit 1);

explain 结果里的 rows=1 是因为受到了 limit 1 的影响。

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

示例 2 的执行流程如下：

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。

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。

这个语句的执行需要临时表，是因为这类一边遍历数据，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。
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;

insert 唯一键冲突

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。 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），从作用上来看，这样做可以避免这一行被别的事务删掉。

如果冲突的是主键索引，就加记录锁，唯一索引才加 next-key lock。MySQL 8.0.16 及之后修改了这个bug，这两类索引冲突加的都是 next-key lock。

经典的死锁场景

死锁产生的逻辑如下：

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；同样地，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。

上面这个例子是主键冲突后直接报错，如果是改写成以下语句：

insert into t values(11,10,10) on duplicate key update d=100; 

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。

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。