當(dāng)前位置：首頁 > 运维知识 > 数据库 >内容正文

数据库

mysql insert into select大量数据插入比较慢_史上最全MySQL锁机制

發(fā)布時間：2024/10/12 数据库 25 豆豆

生活随笔收集整理的這篇文章主要介紹了 mysql insert into select大量数据插入比较慢_史上最全MySQL锁机制小編覺得挺不錯的,現(xiàn)在分享給大家,幫大家做個參考.

本文主要記錄學(xué)習(xí)MyISAM 和 InnoDB 這兩個存儲引擎。

為什么要學(xué)習(xí)鎖機(jī)制

鎖是計算機(jī)協(xié)調(diào)多個進(jìn)程或線程并發(fā)訪問某一資源的機(jī)制。

因為數(shù)據(jù)也是一種供許多用戶共享的資源，如何保證數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的一致性、有效性是所有數(shù)據(jù)庫必須解決的一個問題，鎖沖突也是影響數(shù)據(jù)庫并發(fā)訪問性能的一個重要因素，所以進(jìn)一步學(xué)習(xí)MySQL，就需要去了解它的鎖機(jī)制。

MySQL鎖概述：

相對其他數(shù)據(jù)庫而言，MySQL 的鎖機(jī)制比較簡單，其最顯著的特點是不同的存儲引擎支持不同的鎖機(jī)制。比如，MyISAM和MEMORY存儲引擎采用的是表級鎖(table-level locking)；BDB存儲引擎采用的是頁面鎖(page-level locking)，但也支持表級鎖；InnoDB存儲引擎既支持行級鎖(row-level locking)，也支持表級鎖，但默認(rèn)情況下是采用行級鎖。MySQL這3種鎖的特性可大致歸納如下。

開銷、加鎖速度、死鎖、粒度、并發(fā)性能

①：表級鎖：開銷小，加鎖快；不會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度大，發(fā)生鎖沖突的概率最高,并發(fā)度最低。

②：行級鎖：開銷大，加鎖慢；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度最小，發(fā)生鎖沖突的概率最低,并發(fā)度也最高。

③：頁面鎖：開銷和加鎖時間界于表鎖和行鎖之間；會出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度界于表鎖和行鎖之間，并發(fā)度一般。

從上述特點可見，很難籠統(tǒng)地說哪種鎖更好，只能就具體應(yīng)用的特點來說哪種鎖更合適！僅從鎖的角度來說：表級鎖更適合于以查詢?yōu)橹?#xff0c;只有少量按索引條件更新數(shù)據(jù)的應(yīng)用，如Web應(yīng)用；而行級鎖則更適合于有大量按索引條件并發(fā)更新少量不同數(shù)據(jù)，同時又有并發(fā)查詢的應(yīng)用，如一些在線事務(wù)處理(OLTP)系統(tǒng)。由于BDB已經(jīng)被InnoDB取代，即將成為歷史(所以現(xiàn)在基本都在使用InnoDB存儲引擎)。

MyISAN存儲引擎

MyISAM 存儲引擎只支持表鎖，這也是 MySQL 開始幾個版本中唯一支持的鎖類型。

MySQL表級鎖

查詢表鎖爭用情況

mysql> show status like 'table%';+----------------------------+-------+| Variable_name | Value |+----------------------------+-------+| Table_locks_immediate | 4 || Table_locks_waited | 0 || Table_open_cache_hits | 4 || Table_open_cache_misses | 8 || Table_open_cache_overflows | 0 |+----------------------------+-------+5 rows in set (0.00 sec)

如果 Table_locks_waited 的值比較高，則說明存在著較嚴(yán)重的表級鎖爭用情況。

MySQL的表級鎖的兩種模式

表共享讀鎖(Table Read Lock)
表獨占寫鎖(Table Write Lock)

MySQL中的表鎖兼容性：

請求鎖模式
矩陣結(jié)果表示是否兼容
當(dāng)前鎖模式None讀鎖寫鎖

讀鎖	是	是	否
寫鎖	是	否	否

也就是說，在MyISAM讀模式下，不會阻塞其它用戶的同一表讀操作，但是會阻塞寫操作；而在寫模式下，會同時阻塞其它用戶同一表的讀寫操作。

測試MyISAM的寫鎖模式

新建一個user表，引擎是MyISAM：

mysql> desc user;+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+| Field | Type | | Key | Default | Extra |+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+| id | int(11) | NO | PRI | | auto_increment || name | varchar(20) | YES | | | || age | int(3) | YES | | | || address | varchar(60) | YES | | | |+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+4 rows in set (0.01 sec)session Asession B

獲得user表的鎖鎖定 mysql> lock table user write; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql>select * from user; Empty set (0.00 sec) mysql> insert into user(id, name, age, address) values(1, 'test', 18, 'test address'); Query OK,1 row affected (0.02 sec)
mysql> select * from userG 被阻塞了，一直卡住在這，沒有返回結(jié)果
mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)	等待
mysql> select * from userG ********** name: test age: 18 address: test address 1 row in set (5 min 29.61 sec)

可以看出，通過lock table user write將user表鎖住后，其它用戶進(jìn)行對該表操作時，都會被阻塞。

測試MyISAM讀鎖

在用LOCK TABLES給表顯式加表鎖時，必須同時取得所有涉及到表的鎖，并且MySQL不支持鎖升級。也就是說，在執(zhí)行LOCK TABLES后，只能訪問顯式加鎖的這些表，不能訪問未加鎖的表；同時，如果加的是讀鎖，那么只能執(zhí)行查詢操作，而不能執(zhí)行更新操作。其實，在自動加鎖的情況下也基本如此，MyISAM總是一次獲得SQL語句所需要的全部鎖。這也正是MyISAM表不會出現(xiàn)死鎖(Deadlock Free)的原因。

session Asession B

獲得user表的讀鎖定 mysql> lock table user read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
mysql> select * from user where id = 1 G 中從查詢速度中可以看出，sessionB并沒有被阻塞 1 row in set (0.00 sec)
由于沒有獲取order表的讀鎖定，所以不能查詢order表 mysql> select * from order; ERROR 1100 (HY000): Table 'order' was not locked with LOCK TABLES	但是session B可以訪問oder表，不阻塞 mysql> select * from order; Empty set (0.00 sec)
獲得讀鎖定時，不能進(jìn)行寫操作 mysql> update user set name = 'wahaha' where id = 1; ERROR 1099 (HY000): Table 'user' was locked with a READ lock and can't be updated	其它session進(jìn)行更新操作時，會被阻塞 mysql> update user set name = 'wahaha' where id = 1; 等待ing
釋放鎖 mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)	等待
mysql> update user set name = 'wahaha' where id = 1; Query OK, 1 row affected (1 min 6.43 sec)

MyISAM支持并發(fā)插入

MyISAM表的讀和寫是串行的，但這是就總體而言的。在一定條件下，MyISAM表也支持查詢和插入操作的并發(fā)進(jìn)行。MyISAM存儲引擎有一個系統(tǒng)變量concurrent_insert，專門用以控制其并發(fā)插入的行為，其值分別可以為0、1或2。

當(dāng)concurrent_insert設(shè)置為0時，不允許并發(fā)插入。
當(dāng)concurrent_insert設(shè)置為1時，如果MyISAM表中沒有空洞(即表的中間沒有被刪除的行)，MyISAM允許在一個進(jìn)程讀表的同時，另一個進(jìn)程從表尾插入記錄。這也是MySQL的默認(rèn)設(shè)置。
當(dāng)concurrent_insert設(shè)置為2時，無論MyISAM表中有沒有空洞，都允許在表尾并發(fā)插入記錄。

MyISAM的鎖調(diào)度

MyISAM存儲引擎的讀鎖和寫鎖是互斥的，讀寫操作是串行的。但它認(rèn)為寫鎖的優(yōu)先級比讀鎖高，所以即使讀請求先到鎖等待隊列，寫請求后到，寫鎖也會插到讀鎖請求之前！這也正是MyISAM表不太適合于有大量更新操作和查詢操作應(yīng)用的原因，因為，大量的更新操作會造成查詢操作很難獲得讀鎖，從而可能永遠(yuǎn)阻塞。可以通過一些設(shè)置來調(diào)節(jié)MyISAM的調(diào)度行為。

通過指定啟動參數(shù)low-priority-updates，使MyISAM引擎默認(rèn)給予讀請求以優(yōu)先的權(quán)利。
通過執(zhí)行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使該連接發(fā)出的更新請求優(yōu)先級降低。
通過指定INSERT、UPDATE、DELETE語句的LOW_PRIORITY屬性，降低該語句的優(yōu)先級。

雖然上面3種方法都是要么更新優(yōu)先，要么查詢優(yōu)先的方法，但還是可以用其來解決查詢相對重要的應(yīng)用(如用戶登錄系統(tǒng))中，讀鎖等待嚴(yán)重的問題。另外，MySQL也提供了一種折中的辦法來調(diào)節(jié)讀寫沖突，即給系統(tǒng)參數(shù)max_write_lock_count設(shè)置一個合適的值，當(dāng)一個表的讀鎖達(dá)到這個值后，MySQL就暫時將寫請求的優(yōu)先級降低，給讀進(jìn)程一定獲得鎖的機(jī)會。上面已經(jīng)討論了寫優(yōu)先調(diào)度機(jī)制帶來的問題和解決辦法。

這里還要強(qiáng)調(diào)一點：一些需要長時間運行的查詢操作，也會使寫進(jìn)程“餓死”！因此，應(yīng)用中應(yīng)盡量避免出現(xiàn)長時間運行的查詢操作，不要總想用一條SELECT語句來解決問題，因為這種看似巧妙的SQL語句，往往比較復(fù)雜，執(zhí)行時間較長，在可能的情況下可以通過使用中間表等措施對SQL語句做一定的“分解”，使每一步查詢都能在較短時間完成，從而減少鎖沖突。如果復(fù)雜查詢不可避免，應(yīng)盡量安排在數(shù)據(jù)庫空閑時段執(zhí)行，比如一些定期統(tǒng)計可以安排在夜間執(zhí)行。

InnoDB

InnoDB與MyISAM的最大不同有兩點：一是支持事務(wù)(TRANSACTION)；二是采用了行級鎖。行級鎖與表級鎖本來就有許多不同之處，另外，事務(wù)的引入也帶來了一些新問題。

事務(wù)概念

學(xué)習(xí)Spring的時候，一般通過注解@Transitional就能啟動spring的事務(wù)管理，在MySQL中也同樣支持事務(wù)的四個原則ACID：

**A(Atomicity)原子性:**事務(wù)是一個原子操作單元，其對數(shù)據(jù)的修改，要么全都執(zhí)行，要么全都不執(zhí)行。
**C(Consistent)一致性：**在事務(wù)開始和完成時，數(shù)據(jù)都必須保持一致狀態(tài)。這意味著所有相關(guān)的數(shù)據(jù)規(guī)則都必須應(yīng)用于事務(wù)的修改，以保持?jǐn)?shù)據(jù)的完整性；事務(wù)結(jié)束時，所有的內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)(如B樹索引或雙向鏈表)也都必須是正確的。
**I(Isolation)隔離性：**數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)提供一定的隔離機(jī)制，保證事務(wù)在不受外部并發(fā)操作影響的“獨立”環(huán)境執(zhí)行。這意味著事務(wù)處理過程中的中間狀態(tài)對外部是不可見的，反之亦然。
**D(Durable)持久性：**事務(wù)完成之后，它對于數(shù)據(jù)的修改是永久性的，即使出現(xiàn)系統(tǒng)故障也能夠保持。

并發(fā)事務(wù)處理帶來的問題

相對于串行處理來說，并發(fā)事務(wù)處理能大大增加數(shù)據(jù)庫資源的利用率，提高數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的事務(wù)吞吐量，從而可以支持更多的用戶。但并發(fā)事務(wù)處理也會帶來一些問題，主要包括以下幾種情況。

更新丟失(Last update)：A和B同時對一行數(shù)據(jù)進(jìn)行處理，A修改后進(jìn)行保存，然后B修改后進(jìn)行保存，這樣A的更新被覆蓋了，相當(dāng)于發(fā)生丟失更新的問題。所以可以在A事務(wù)未結(jié)束前，B不能訪問該記錄，這樣就能避免更新丟失的問題。
臟讀(Dirty Reads)：A事務(wù)在對一條記錄做修改，但還未提交，這條記錄處于不一致的狀態(tài)；這時，B事務(wù)也來讀同一條記錄，這時如果沒有加控制，B讀了未修改前的數(shù)據(jù)，并根據(jù)該數(shù)據(jù)進(jìn)行進(jìn)一步處理，就會產(chǎn)生未提交的數(shù)據(jù)依賴關(guān)系。這種現(xiàn)象叫做“臟讀”
不可重復(fù)讀(Non-Repeatable Reads)：B事務(wù)在讀取某些數(shù)據(jù)后的某個時間，再次讀取以前讀過的數(shù)據(jù)，卻發(fā)現(xiàn)其讀出的數(shù)據(jù)已經(jīng)發(fā)生了改變(被更新或者刪除了，例如A事務(wù)修改了)。這種現(xiàn)象叫做“不可重復(fù)讀”。
幻讀(Phantom Reads)：A事務(wù)按照相同查詢條件，重新讀取之前檢索過得內(nèi)容，卻發(fā)現(xiàn)其它事務(wù)插入或修改其查詢條件的新數(shù)據(jù)，這種現(xiàn)象就叫”幻讀“。

事務(wù)的隔離級別

數(shù)據(jù)庫的事務(wù)隔離越嚴(yán)格，并發(fā)副作用越小，但付出的代價也就越大，因為事務(wù)隔離實質(zhì)上就是使事務(wù)在一定程度上 “串行化”進(jìn)行，這顯然與“并發(fā)”是矛盾的。同時，不同的應(yīng)用對讀一致性和事務(wù)隔離程度的要求也是不同的，比如許多應(yīng)用對“不可重復(fù)讀”和“幻讀”并不敏感，可能更關(guān)心數(shù)據(jù)并發(fā)訪問的能力。

4種隔離級別比較

讀數(shù)據(jù)一致性及允許的并發(fā)副作用
隔離級別讀數(shù)據(jù)一致性臟讀不可重復(fù)讀幻讀

未提交讀(Read uncommitted)	最低級別，只能保證不讀取物理上損害的數(shù)據(jù)	是	是	是
已提交讀(Read committed)	語句級	否	是	是
可重復(fù)讀(Repeatable read)	事務(wù)級	否	否	是
可序列化(Serializable)	最高級別，事務(wù)級	否	否	否

獲取InnoDB行鎖爭用情況

檢查InnoDB_row_lock狀態(tài)變量來分析：

如果InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比較高，表示鎖爭用情況比較嚴(yán)重。

InnoDB的行鎖模式以及加鎖方法

InnoDB實現(xiàn)了一下兩種類型的行鎖：

共享鎖(S)：允許一個事務(wù)去多一行，阻止其它事務(wù)獲得相同數(shù)據(jù)集的排他鎖。
排他鎖(X): 允許獲得排他鎖的事務(wù)更新數(shù)據(jù)，阻止其它事務(wù)獲得相同數(shù)據(jù)集的共享鎖和排他寫鎖。

另外，為了允許行鎖和表鎖共存，實現(xiàn)多粒度鎖機(jī)制，InnoDB還有兩種內(nèi)部使用的意向鎖(Intention Locks)，這兩種意向鎖都是表鎖。(感覺與MyISAM的表鎖機(jī)制類似)

意向共享鎖(IS)：事務(wù)打算給數(shù)據(jù)行加行共享鎖，事務(wù)在給一個數(shù)據(jù)行加共享鎖前必須先取得該表的IS鎖。
意向排他鎖(IX)：事務(wù)打算給數(shù)據(jù)行加行排他鎖，事務(wù)在給一個數(shù)據(jù)行加排他鎖前必須先取得該表的IX鎖。

InnoDB行鎖模式兼容性列表:

請求鎖模式
矩陣結(jié)果表示是否兼容
當(dāng)前鎖模式XIXSIS

X	沖突	沖突	沖突	沖突
IX	沖突	兼容	沖突	兼容
S	沖突	沖突	兼容	兼容
IS	沖突	兼容	兼容	兼容

如果一個事務(wù)請求的鎖模式與當(dāng)前的鎖兼容，InnoDB就將請求的鎖授予該事務(wù)；反之，如果兩者不兼容，該事務(wù)就要等待鎖釋放。意向鎖是InnoDB自動加的；對于UPDATE、DELETE和INSERT語句，InnoDB會自動給設(shè)計數(shù)據(jù)集加排他鎖(X)；對于普通的SELECT語句，InnoDB不會加鎖。可以通過以下語句顯示給記錄集加共享鎖或排他鎖：

共享鎖(S)：SELECT * FROM TABLE_NAME WHERE ... LOCK IN SHARE MODE.
排他鎖(X)：SELECT * FROM TABLE_NAME WHERE ... FOR UPDATE.

用SELECT ... IN SHARE MODE獲得共享鎖，主要用在需要數(shù)據(jù)依存關(guān)系時來確認(rèn)某行記錄是否存在，并確保沒有人對這個記錄進(jìn)行UPDATE或者DELETE操作。但是如果當(dāng)前事務(wù)也需要對該記錄進(jìn)行更新操作，則很有可能造成死鎖，對于鎖定行記錄后需要進(jìn)行更新操作的應(yīng)用，應(yīng)該使用SELECT... FOR UPDATE方式獲得排他鎖。

所以在使用共享鎖模式下，查詢完數(shù)據(jù)后不要進(jìn)行更新操作，不然又可能會造成死鎖；要更新數(shù)據(jù)，應(yīng)該使用排他鎖模式。

InnoDB行鎖實現(xiàn)方式

InnoDB行鎖是通過給索引上的索引項加鎖來實現(xiàn)的，這一點MySQL與Oracle不同，后者是通過在數(shù)據(jù)塊中對相應(yīng)數(shù)據(jù)行加鎖來實現(xiàn)的。InnoDB這種行鎖實現(xiàn)特點意味著：只有通過索引條件檢索數(shù)據(jù)，InnoDB才使用行級鎖，否則，InnoDB將使用表鎖！(這個問題遇到過，由于沒加索引，行鎖變表鎖)

在不通過索引條件查詢的時候，InnoDB確實使用的是表鎖，而不是行鎖。
由于MySQL的行鎖是針對索引加的鎖，不是針對記錄加的鎖，所以雖然是訪問不同行的記錄，但是如果是使用相同的索引鍵，是會出現(xiàn)鎖沖突的。
當(dāng)表有多個索引的時候，不同的事務(wù)可以使用不同的索引鎖定不同的行，另外，不論是使用主鍵索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都會使用行鎖來對數(shù)據(jù)加鎖。
即便在條件中使用了索引字段，但是否使用索引來檢索數(shù)據(jù)是由MySQL通過判斷不同執(zhí)行計劃的代價來決定的，如果MySQL認(rèn)為全表掃描效率更高，比如對一些很小的表，它就不會使用索引，這種情況下InnoDB將使用表鎖，而不是行鎖。

可以通過explain執(zhí)行計劃查看是否真正使用了索引。

間隙鎖(Next-key鎖)

當(dāng)我們用范圍條件而不是相等條件檢索數(shù)據(jù)，并請求共享或排他鎖時，InnoDB會給符合條件的已有數(shù)據(jù)記錄的索引項加鎖；對于鍵值在條件范圍內(nèi)但并不存在的記錄，叫做“間隙(GAP)”，InnoDB也會對這個“間隙”加鎖，這種鎖機(jī)制就是所謂的間隙鎖(Next-Key鎖)。

舉個例子：假如emp表中只有101條記錄，其id的值從1~101，下面的sql：select * from emp where id > 100 for update;是范圍條件查詢，InnoDB不僅會對符合條件的id值為101的記錄加鎖，也會對id大于101(并不存在的值)的“間隙”加鎖。

結(jié)論：

很顯然，在使用范圍條件檢索并鎖定記錄時，InnoDB這種加鎖機(jī)制會阻塞符合條件范圍內(nèi)鍵值的并發(fā)插入，這往往會造成嚴(yán)重的鎖等待。因此，在實際應(yīng)用開發(fā)中，尤其是并發(fā)插入比較多的應(yīng)用，我們要盡量優(yōu)化業(yè)務(wù)邏輯，盡量使用相等條件來訪問更新數(shù)據(jù)，避免使用范圍條件。

關(guān)于死鎖(DeadLock)

上面知識點說過，MyISAM表鎖是deadlock free的，這是因為MyISAM總是一次獲得所需的全部鎖，要么全部滿足，要么等待，因此不會出現(xiàn)死鎖。但在InnoDB中，除單個SQL組成的事務(wù)外，鎖是逐步或得的，所以InnoDB發(fā)生死鎖是可能的。

舉個例子：

session Asession B

mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; ... 做一些其他處理...	mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_2 where id=1 for update; ...
select * from table_2 where id =1 for update; 因session_2已取得排他鎖，等待	做一些其他處理...
mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; 死鎖

也就是我們死鎖產(chǎn)生的條件，互相持有資源不釋放，還有環(huán)形等待。

發(fā)生死鎖后，InnoDB一般都能自動檢測到，并使一個事務(wù)釋放鎖并回退，另一個事務(wù)獲得鎖，繼續(xù)完成事務(wù)。但在涉及外部鎖，或涉及表鎖的情況下，InnoDB并不能完全自動檢測到死鎖，這需要通過設(shè)置鎖等待超時參數(shù) innodb_lock_wait_timeout來解決。需要說明的是，這個參數(shù)并不是只用來解決死鎖問題，在并發(fā)訪問比較高的情況下，如果大量事務(wù)因無法立即獲得所需的鎖而掛起，會占用大量計算機(jī)資源，造成嚴(yán)重性能問題，甚至拖跨數(shù)據(jù)庫。我們通過設(shè)置合適的鎖等待超時閾值，可以避免這種情況發(fā)生。

避免死鎖的方法

在應(yīng)用中，如果不同的程序會并發(fā)存取多個表，應(yīng)盡量約定以相同的順序來訪問表，這樣可以大大降低產(chǎn)生死鎖的機(jī)會。在下面的例子中，由于兩個session訪問兩個表的順序不同，發(fā)生死鎖的機(jī)會就非常高！但如果以相同的順序來訪問，死鎖就可以避免。

在程序以批量方式處理數(shù)據(jù)的時候，如果事先對數(shù)據(jù)排序，保證每個線程按固定的順序來處理記錄，也可以大大降低出現(xiàn)死鎖的可能。

在事務(wù)中，如果要更新記錄，應(yīng)該直接申請足夠級別的鎖，即排他鎖，而不應(yīng)先申請共享鎖，更新時再申請排他鎖，因為當(dāng)用戶申請排他鎖時，其他事務(wù)可能又已經(jīng)獲得了相同記錄的共享鎖，從而造成鎖沖突，甚至死鎖。

在REPEATABLE-READ隔離級別下，如果兩個線程同時對相同條件記錄用SELECT...FOR UPDATE加排他鎖，在沒有符合該條件記錄情況下，兩個線程都會加鎖成功。程序發(fā)現(xiàn)記錄尚不存在，就試圖插入一條新記錄，如果兩個線程都這么做，就會出現(xiàn)死鎖。這種情況下，將隔離級別改成READ COMMITTED，就可避免問題。

當(dāng)隔離級別為READ COMMITTED時，如果兩個線程都先執(zhí)行SELECT...FOR UPDATE，判斷是否存在符合條件的記錄，如果沒有，就插入記錄。此時，只有一個線程能插入成功，另一個線程會出現(xiàn)鎖等待，當(dāng)?shù)?個線程提交后，第2個線程會因主鍵重出錯，但雖然這個線程出錯了，卻會獲得一個排他鎖！這時如果有第3個線程又來申請排他鎖，也會出現(xiàn)死鎖。

對于這種情況，可以直接做插入操作，然后再捕獲主鍵重異常，或者在遇到主鍵重錯誤時，總是執(zhí)行ROLLBACK釋放獲得的排他鎖

小結(jié)

這是一篇學(xué)習(xí)文章，關(guān)于MySQL的鎖機(jī)制又多了幾分了解，以后在寫SQL和排查問題時候，盡量避免死鎖和更快定位問題所在。

出處：https://juejin.im/post/5ce8eee45188253114078f2a

編輯：尹文敏

如何成為 DevOps 大牛？

DevOps 國際峰會 2019 · 北京站，

一線互聯(lián)網(wǎng)、金融、通信企業(yè) DevOps 落地實踐案例

Jenkins、Kubernetes、持續(xù)交付技術(shù)大咖為您分享落地案例

點擊閱讀原文，查看更多精彩

總結(jié)

以上是生活随笔為你收集整理的mysql insert into select大量数据插入比较慢_史上最全MySQL锁机制的全部內(nèi)容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網(wǎng)站內(nèi)容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。

上一篇：投资小利润高的养殖业农村创业者一定得知
下一篇：加油卡积分怎么使用