1. 自增主键为什么不是连续的？

创建一个表 t，其中 id 是自增主键字段、c 是唯一索引。

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;

1.1 自增值保存在哪儿？

在这个空表 t 里面执行 insert into t values(null, 1, 1); 插入一行数据，再执行 show create table 命令，就可以看到如下图所示的结果：

图 1 自动生成的 AUTO_INCREMENT 值

可以看到，表定义里面出现了一个 AUTO_INCREMENT=2，表示下一次插入数据时，如果需要自动生成自增值，会生成 id=2。

这个输出结果容易引起这样的误解：自增值是保存在表结构定义里的。实际上，表的结构定义存放在后缀名为.frm 的文件中，但是并不会保存自增值。

不同的引擎对于自增值的保存策略不同。

• MyISAM 引擎的自增值保存在数据文件中。
• InnoDB 引擎的自增值，其实是保存在了内存里，并且到了 MySQL 8.0 版本后，才有了“自增值持久化”的能力，也就是才实现了“如果发生重启，表的自增值可以恢复为 MySQL 重启前的值”，具体情况是：
  • 在 MySQL 5.7 及之前的版本，自增值保存在内存里，并没有持久化。每次重启后，第一次打开表的时候，都会去找自增值的最大值 max(id)，然后将 max(id)+1 作为这个表当前的自增值。举例来说，如果一个表当前数据行里最大的 id 是 10，AUTO_INCREMENT=11。这时候，我们删除 id=10 的行，AUTO_INCREMENT 还是 11。但如果马上重启实例，重启后这个表的 AUTO_INCREMENT 就会变成 10。也就是说，MySQL 重启可能会修改一个表的 AUTO_INCREMENT 的值。
  • 在 MySQL 8.0 版本，将自增值的变更记录在了 redo log 中，重启的时候依靠 redo log 恢复重启之前的值。

1.2 自增值修改机制

在 MySQL 里面，如果字段 id 被定义为 AUTO_INCREMENT，在插入一行数据的时候，自增值的行为如下：

1. 如果插入数据时 id 字段指定为 0、null 或未指定值，那么就把这个表当前的 AUTO_INCREMENT 值填到自增字段；
2. 如果插入数据时 id 字段指定了具体的值，就直接使用语句里指定的值。

根据要插入的值和当前自增值的大小关系，自增值的变更结果也会有所不同。假设，某次要插入的值是 X，当前的自增值是 Y。

1. 如果 X<Y，那么这个表的自增值不变；
2. 如果 X≥Y，就需要把当前自增值修改为新的自增值。

新的自增值生成算法是：
从自增的初始值(auto_increment_offset) 开始，以步长(auto_increment_increment) 为步长，持续叠加，直到找到第一个大于 X 的值，作为新的自增值。auto_increment_offset 和 auto_increment_increment默认值都是 1

在一些场景下，使用的就不全是默认值。比如，双 M 的主备结构里要求双写的时候，我们就可能会设置成 auto_increment_increment=2，让一个库的自增 id 都是奇数，另一个库的自增 id 都是偶数，避免两个库生成的主键发生冲突

当 auto_increment_offset 和 auto_increment_increment 都是 1 的时候，新的自增值生成逻辑很简单，就是：

1. 如果准备插入的值 >= 当前自增值，新的自增值就是“准备插入的值 +1”；
2. 否则，自增值不变。

1.2.1 自增值的修改时机

在这两个参数都设置为 1 的时候，自增主键 id 却不能保证是连续的，这是什么原因呢？
要回答这个问题，要看一下自增值的修改时机。
假设，表 t 里面已经有了 (1,1,1) 这条记录，这时我再执行一条插入数据命令：

insert into t values(null, 1, 1); 

语句的执行流程就是：

1. 执行器调用 InnoDB 引擎接口写入一行，传入的这一行的值是 (0,1,1);
2. InnoDB 发现用户没有指定自增 id 的值，获取表 t 当前的自增值 2；
3. 将传入的行的值改成 (2,1,1);
4. 将表的自增值改成 3；
5. 继续执行插入数据操作，由于已经存在 c=1 的记录，所以报 Duplicate key error，语句返回。

执行流程图如下：

图 2 insert(null, 1,1) 唯一键冲突

可以看到，这个表的自增值改成 3，是在真正执行插入数据的操作之前。 语句真正执行的时候，因为碰到唯一键 c 冲突，所以 id=2 这一行并没有插入成功，但也没有将自增值再改回去。

所以，在这之后，再插入新的数据行时，拿到的自增 id 就是 3。

图 3 一个自增主键 id 不连续的复现步骤

唯一键冲突是导致自增主键 id 不连续的第一种原因。
同样地，事务回滚也会产生类似的现象，这就是第二种原因。

1.2.2 自增值为什么不能回退?

假设有两个并行执行的事务，在申请自增值的时候，为了避免两个事务申请到相同的自增 id，肯定要加锁，然后顺序申请。

1. 假设事务 A 申请到了 id=2， 事务 B 申请到 id=3，那么这时候表 t 的自增值是 4，之后继续执行。
2. 事务 B 正确提交了，但事务 A 出现了唯一键冲突。
3. 如果允许事务 A 把自增 id 回退，也就是把表 t 的当前自增值改回 2，那么就会出现这样的情况：表里面已经有 id=3 的行，而当前的自增 id 值是 2。
4. 接下来，继续执行的其他事务就会申请到 id=2，然后再申请到 id=3。这时，就会出现插入语句报错“主键冲突”。

为了解决这个主键冲突，有两种方法：

1. 每次申请 id 之前，先判断表里面是否已经存在这个 id。如果存在，就跳过这个 id。但是，这个方法的成本很高。因为，本来申请 id 是一个很快的操作，现在还要再去主键索引树上判断 id 是否存在。
2. 把自增 id 的锁范围扩大，必须等到一个事务执行完成并提交，下一个事务才能再申请自增 id。这个方法的问题，就是锁的粒度太大，系统并发能力大大下降。

这两个方法都会导致性能问题。因此，InnoDB 放弃了这个设计，语句执行失败也不回退自增 id。也正是因为这样，所以才只保证了自增 id 是递增的，但不保证是连续的。

1.3 自增锁的优化

自增 id 锁并不是一个事务锁，而是每次申请完就马上释放，以便允许别的事务再申请。

1.3.1 自增锁设计历史

在 MySQL 5.0 版本的时候，自增锁的范围是语句级别。

如果一个语句申请了一个表自增锁，这个锁会等语句执行结束以后才释放。显然，这样设计会影响并发度。

MySQL 5.1.22 版本引入了一个新策略，新增参数 innodb_autoinc_lock_mode，默认值是 1。

1. 这个参数的值被设置为 0 时，表示采用之前 MySQL 5.0 版本的策略，即语句执行结束后才释放锁；
2. 这个参数的值被设置为 1 时：
   • 通 insert 语句，自增锁在申请之后就马上释放；
   • 类似 insert … select 这样的批量插入数据的语句，自增锁还是要等语句结束后才被释放；
3. 这个参数的值被设置为 2 时，所有的申请自增主键的动作都是申请后就释放锁。

疑问:

为什么默认设置下，insert … select 要使用语句级的锁？为什么这个参数的默认值不是 2？

答案是，这么设计还是为了数据的一致性。

看一下这个场景：

图 4 批量插入数据的自增锁
往表 t1 中插入了 4 行数据，然后创建了一个相同结构的表 t2，然后两个 session 同时执行向表 t2 中插入数据的操作。

如果 session B 是申请了自增值以后马上就释放自增锁，那么就可能出现这样的情况：

• session B 先插入了两个记录，(1,1,1)、(2,2,2)；
• 然后，session A 来申请自增 id 得到 id=3，插入了（3,5,5)；
• 之后，session B 继续执行，插入两条记录 (4,3,3)、 (5,4,4)。

如果我们现在的 binlog_format=statement，由于两个 session 是同时执行插入数据命令的，所以 binlog 里面对表 t2 的更新日志只有两种情况：要么先记 session A 的，要么先记 session B 的。但不论是哪一种，这个 binlog 拿去从库执行，或者用来恢复临时实例，备库和临时实例里面，session B 这个语句执行出来，生成的结果里面，id 都是连续的。这时，这个库就发生了数据不一致。

问题的原因：因为原库 session B 的 insert 语句，生成的 id 不连续。这个不连续的 id，用 statement 格式的 binlog 来串行执行，是执行不出来的。

要解决这个问题，有两种思路：

1. 一种思路是，让原库的批量插入数据语句，固定生成连续的 id 值。所以，自增锁直到语句执行结束才释放，就是为了达到这个目的。
2. 另一种思路是，在 binlog 里面把插入数据的操作都如实记录进来，到备库执行的时候，不再依赖于自增主键去生成。这种情况，其实就是 innodb_autoinc_lock_mode 设置为 2，同时 binlog_format 设置为 row。

因此，在生产上，尤其是有 insert … select 这种批量插入数据的场景时，从并发插入数据性能的角度考虑，建议你这样设置：innodb_autoinc_lock_mode=2 ，并且 binlog_format=row. 这样做，既能提升并发性，又不会出现数据一致性问题。

这里说的批量插入数据，包含的语句类型是 insert … select、replace … select 和 load data 语句。

在普通的 insert 语句里面包含多个 value 值的情况下，即使 innodb_autoinc_lock_mode 设置为 1，也不会等语句执行完成才释放锁。因为这类语句在申请自增 id 的时候，是可以精确计算出需要多少个 id 的，然后一次性申请，申请完成后锁就可以释放了。

也就是说，批量插入数据的语句，之所以需要这么设置，是因为“不知道要预先申请多少个 id”。

对于批量插入数据的语句，MySQL 有一个批量申请自增 id 的策略：

1. 语句执行过程中，第一次申请自增 id，会分配 1 个；
2. 1 个用完以后，这个语句第二次申请自增 id，会分配 2 个；
3. 2 个用完以后，还是这个语句，第三次申请自增 id，会分配 4 个；
4. 依此类推，同一个语句去申请自增 id，每次申请到的自增 id 个数都是上一次的两倍。

一起看看下面的这个语句序列：

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;
insert into t2(c,d) select c,d from t;
insert into t2 values(null, 5,5);

insert…select，实际上往表 t2 中插入了 4 行数据。但是，这四行数据是分三次申请的自增 id，第一次申请到了 id=1，第二次被分配了 id=2 和 id=3， 第三次被分配到 id=4 到 id=7。
由于这条语句实际只用上了 4 个 id，所以 id=5 到 id=7 就被浪费掉了。之后，再执行 insert into t2 values(null, 5,5)，实际上插入的数据就是（8,5,5)。

这是主键 id 出现自增 id 不连续的第三种原因。

1.4 备库自增主键问题

在 binlog_format=statement 时，语句 A 先获取 id=1，然后语句 B 获取 id=2；接着语句 B 提交，写 binlog，然后语句 A 再写 binlog。这时候，如果 binlog 重放，是不是会发生语句 B 的 id 为 1，而语句 A 的 id 为 2 的不一致情况呢？

不会发生。

create table t(id int auto_increment primary key);
insert into t values(null);

在 insert 语句之前，还有一句 SET INSERT_ID=1。
这条命令的意思是，这个线程里下一次需要用到自增值的时候，不论当前表的自增值是多少，固定用 1 这个值。

这个 SET INSERT_ID 语句是固定跟在 insert 语句之前的
因此，即使两个 INSERT 语句在主备库的执行顺序不同，自增主键字段的值也不会不一致。

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小结

1. 在 MyISAM 引擎里面，自增值是被写在数据文件上的。而在 InnoDB 中，自增值是被记录在内存的。MySQL 直到 8.0 版本，才给 InnoDB 表的自增值加上了持久化的能力，确保重启前后一个表的自增值不变。
2. 一个语句执行过程中，自增值改变的时机，分析了为什么 MySQL 在事务回滚的时候不能回收自增 id。
3. MySQL 5.1.22 版本开始引入的参数 innodb_autoinc_lock_mode，控制了自增值申请时的锁范围。从并发性能的角度考虑，我建议你将其设置为 2，同时将 binlog_format 设置为 row。

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思考
在最后一个例子中，执行 insert into t2(c,d) select c,d from t; 这个语句的时候，如果隔离级别是可重复读（repeatable read），binlog_format=statement。这个语句会对表 t 的所有记录和间隙加锁。
为什么需要这么做呢？

答案见下节正文

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2. Insert语句为何很多锁?

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。

2.1 insert … select 语句

表 t 和 t2 的表结构、初始化数据语句如下

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

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？

这个问题我们需要考虑的还是日志和数据的一致性，看下这个执行序列：

图 1 并发 insert 场景

实际的执行效果：
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。

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。

2.2 insert 循环写入

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。

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。
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。

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。
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
Rows_examined=1，验证了执行这条语句的扫描行数为 1。

如果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);

图 3 慢查询日志 – 将数据插入表 t

Rows_examined 的值是 5。

图 4 explain 结果

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。

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

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。

整个执行过程：

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。

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;

2.3 insert 唯一键冲突

举一个简单的唯一键冲突的例子。

图 6 唯一键冲突加锁

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。

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。 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）。

分享一个经典的死锁场景

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：

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。

图 8 状态变化图 – 死锁

2.4 insert into … on duplicate key update

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。

表 t 里面已经有了 (1,1,1) 和 (2,2,2) 这两行，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。

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小结

1. 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。
2. 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。
3. 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。

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思考
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？

如果可以控制对源表的扫描行数和加锁范围很小的话，我们简单地使用 insert … select 语句即可实现。
为了避免对源表加读锁，更稳妥的方案是先将数据写到外部文本文件，然后再写回目标表。常用方案见下节 3.如何快速复制一张表

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3. 如何快速复制一张表

先创建一个表 db1.t，并插入 1000 行数据，同时创建一个相同结构的表 db2.t。

create database db1;
use db1;

create table t(id int primary key, a int, b int, index(a))engine=innodb;
delimiter ;;
  create procedure idata()
  begin
    declare i int;
    set i=1;
    while(i<=1000)do
      insert into t values(i,i,i);
      set i=i+1;
    end while;
  end;;
delimiter ;
call idata();

create database db2;
create table db2.t like db1.t

假设，要把 db1.t 里面 a>900 的数据行导出来，插入到 db2.t 中。

3.1 mysqldump 方法

使用 mysqldump 命令将数据导出成一组 INSERT 语句。可以使用下面的命令：

mysqldump -h$host -P$port -u$user --add-locks=0 --no-create-info --single-transaction  --set-gtid-purged=OFF db1 t --where="a>900" --result-file=/client_tmp/t.sql

把结果输出到临时文件。
命令中，主要参数含义如下：

1. –single-transaction 的作用是，在导出数据的时候不需要对表 db1.t 加表锁，而是使用 START TRANSACTION WITH CONSISTENT SNAPSHOT 的方法；
2. –add-locks 设置为 0，表示在输出的文件结果里，不增加" LOCK TABLES t WRITE;" ；
3. –no-create-info 的意思是，不需要导出表结构；
4. –set-gtid-purged=off 表示的是，不输出跟 GTID 相关的信息；
5. –result-file 指定了输出文件的路径，其中 client 表示生成的文件是在客户端机器上的。

通过这条 mysqldump 命令生成的 t.sql 文件中就包含了如图 1 所示的 INSERT 语句。

图 1 mysqldump 输出文件的部分结果

可以看到，一条 INSERT 语句里面会包含多个 value 对，这是为了后续用这个文件来写入数据的时候，执行速度可以更快。

如果希望生成的文件中一条 INSERT 语句只插入一行数据的话，可以在执行 mysqldump 命令时，加上参数–skip-extended-insert。

可以通过下面这条命令，将这些 INSERT 语句放到 db2 库里去执行。

mysql -h127.0.0.1 -P13000  -uroot db2 -e "source /client_tmp/t.sql"

需要说明的是，source 并不是一条 SQL 语句，而是一个客户端命令。

mysql 客户端执行这个命令的流程是这样的：

1. 打开文件，默认以分号为结尾读取一条条的 SQL 语句；
2. 将 SQL 语句发送到服务端执行。

服务端执行的并不是这个“source t.sql"语句，而是 INSERT 语句。所以，不论是在慢查询日志（slow log），还是在 binlog，记录的都是这些要被真正执行的 INSERT 语句。

3.2 导出 CSV 文件

直接将结果导出成.csv 文件。MySQL 提供了下面的语法，用来将查询结果导出到服务端本地目录：

select * from db1.t where a>900 into outfile '/server_tmp/t.csv';

使用这条语句时，需要注意如下几点。

1. 这条语句会将结果保存在服务端。如果你执行命令的客户端和 MySQL 服务端不在同一个机器上，客户端机器的临时目录下是不会生成 t.csv 文件的。
2. into outfile 指定了文件的生成位置（/server_tmp/），这个位置必须受参数 secure_file_priv 的限制。参数 secure_file_priv 的可选值和作用分别是：
   • 如果设置为 empty，表示不限制文件生成的位置，这是不安全的设置；
   • 如果设置为一个表示路径的字符串，就要求生成的文件只能放在这个指定的目录，或者它的子目录；
   • 如果设置为 NULL，就表示禁止在这个 MySQL 实例上执行 select … into outfile 操作。
3. 这条命令不会帮你覆盖文件，因此你需要确保 /server_tmp/t.csv 这个文件不存在，否则执行语句时就会因为有同名文件的存在而报错。
4. 这条命令生成的文本文件中，原则上一个数据行对应文本文件的一行。但是，如果字段中包含换行符，在生成的文本中也会有换行符。不过类似换行符、制表符这类符号，前面都会跟上“\”这个转义符，这样就可以跟字段之间、数据行之间的分隔符区分开。

得到.csv 导出文件后，就可以用下面的 load data 命令将数据导入到目标表 db2.t 中。

load data infile '/server_tmp/t.csv' into table db2.t;

这条语句的执行流程如下所示。

1. 打开文件 /server_tmp/t.csv，以制表符 (\t) 作为字段间的分隔符，以换行符（\n）作为记录之间的分隔符，进行数据读取；
2. 启动事务。
3. 判断每一行的字段数与表 db2.t 是否相同：
   • 若不相同，则直接报错，事务回滚；
   • 若相同，则构造成一行，调用 InnoDB 引擎接口，写入到表中。
4. 重复步骤 3，直到 /server_tmp/t.csv 整个文件读入完成，提交事务。

如果 binlog_format=statement，这个 load 语句记录到 binlog 里以后，怎么在备库重放呢？
由于 /server_tmp/t.csv 文件只保存在主库所在的主机上，如果只是把这条语句原文写到 binlog 中，在备库执行的时候，备库的本地机器上没有这个文件，就会导致主备同步停止。
所以，这条语句执行的完整流程，其实是下面这样的。

1. 主库执行完成后，将 /server_tmp/t.csv 文件的内容直接写到 binlog 文件中。
2. 往 binlog 文件中写入语句 load data local infile ‘/tmp/SQL_LOAD_MB-1-0’ INTO TABLE db2.t。
3. 把这个 binlog 日志传到备库。
4. 备库的 apply 线程在执行这个事务日志时：
   • a. 先将 binlog 中 t.csv 文件的内容读出来，写入到本地临时目录 /tmp/SQL_LOAD_MB-1-0 中；
   • b. 再执行 load data 语句，往备库的 db2.t 表中插入跟主库相同的数据。

执行流程如图 2 所示：
图 2 load data 的同步流程

这里备库执行的 load data 语句里面，多了一个“local”。它的意思是“将执行这条命令的客户端所在机器的本地文件 /tmp/SQL_LOAD_MB-1-0 的内容，加载到目标表 db2.t 中”。

load data 命令有两种用法：

1. 不加“local”，是读取服务端的文件，这个文件必须在 secure_file_priv 指定的目录或子目录下；
2. 加上“local”，读取的是客户端的文件，只要 mysql 客户端有访问这个文件的权限即可。这时候，MySQL 客户端会先把本地文件传给服务端，然后执行上述的 load data 流程。

注意
select …into outfile 方法不会生成表结构文件, 所以导数据时还需要单独的命令得到表结构定义。mysqldump 提供了一个–tab 参数，可以同时导出表结构定义文件和 csv 数据文件。这条命令的使用方法如下：

mysqldump -h$host -P$port -u$user ---single-transaction  --set-gtid-purged=OFF db1 t --where="a>900" --tab=$secure_file_priv

这条命令会在 $secure_file_priv 定义的目录下，创建一个 t.sql 文件保存建表语句，同时创建一个 t.txt 文件保存 CSV 数据。

3.3 物理拷贝方法

前面提到的 mysqldump 方法和导出 CSV 文件的方法，都是逻辑导数据的方法，也就是将数据从表 db1.t 中读出来，生成文本，然后再写入目标表 db2.t 中。

直接把 db1.t 表的.frm 文件和.ibd 文件拷贝到 db2 目录下，是否可行呢？

答案是不行的。因为，一个 InnoDB 表，除了包含这两个物理文件外，还需要在数据字典中注册。直接拷贝这两个文件的话，因为数据字典中没有 db2.t 这个表，系统是不会识别和接受它们的。

在 MySQL 5.6 版本引入了可传输表空间(transportable tablespace) 的方法，可以通过导出 + 导入表空间的方式，实现物理拷贝表的功能。

假设现在的目标是在 db1 库下，复制一个跟表 t 相同的表 r，具体的执行步骤如下：

1. 执行 create table r like t，创建一个相同表结构的空表；
2. 执行 alter table r discard tablespace，这时候 r.ibd 文件会被删除；
3. 执行 flush table t for export，这时候 db1 目录下会生成一个 t.cfg 文件；
4. 在 db1 目录下执行 cp t.cfg r.cfg; cp t.ibd r.ibd；这两个命令（这里需要注意的是，拷贝得到的两个文件，MySQL 进程要有读写权限）；
5. 执行 unlock tables，这时候 t.cfg 文件会被删除；
6. 执行 alter table r import tablespace，将这个 r.ibd 文件作为表 r 的新的表空间，由于这个文件的数据内容和 t.ibd 是相同的，所以表 r 中就有了和表 t 相同的数据。

至此，拷贝表数据的操作就完成了。这个流程的执行过程图如下：
图 3 物理拷贝表

关于拷贝表的这个流程，有以下几个注意点：

1. 在第 3 步执行完 flsuh table 命令之后，db1.t 整个表处于只读状态，直到执行 unlock tables 命令后才释放读锁；
2. 在执行 import tablespace 的时候，为了让文件里的表空间 id 和数据字典中的一致，会修改 r.ibd 的表空间 id。而这个表空间 id 存在于每一个数据页中。因此，如果是一个很大的文件（比如 TB 级别），每个数据页都需要修改，所以你会看到这个 import 语句的执行是需要一些时间的。当然，如果是相比于逻辑导入的方法，import 语句的耗时是非常短的。

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小结
对比一下这三种方法的优缺点。

1. 物理拷贝的方式速度最快，尤其对于大表拷贝来说是最快的方法。如果出现误删表的情况，用备份恢复出误删之前的临时库，然后再把临时库中的表拷贝到生产库上，是恢复数据最快的方法。但是，这种方法的使用也有一定的局限性：
   • 必须是全表拷贝，不能只拷贝部分数据；
   • 需要到服务器上拷贝数据，在用户无法登录数据库主机的场景下无法使用；
   • 由于是通过拷贝物理文件实现的，源表和目标表都是使用 InnoDB 引擎时才能使用。
2. 用 mysqldump 生成包含 INSERT 语句文件的方法，可以在 where 参数增加过滤条件，来实现只导出部分数据。这个方式的不足之一是，不能使用 join 这种比较复杂的 where 条件写法。
3. 用 select … into outfile 的方法是最灵活的，支持所有的 SQL 写法。但，这个方法的缺点之一就是，每次只能导出一张表的数据，而且表结构也需要另外的语句单独备份。

后两种方式都是逻辑备份方式，是可以跨引擎使用的。

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思考
binlog_format=statement 的时候，binlog 记录的 load data 命令是带 local 的。既然这条命令是发送到备库去执行的，那么备库执行的时候也是本地执行，为什么需要这个 local 呢？如果写到 binlog 中的命令不带 local，又会出现什么问题呢？

为了确保备库应用 binlog 正常。因为备库可能配置了 secure_file_priv=null，所以如果不用 local 的话，可能会导入失败，造成主备同步延迟。
另一种应用场景是使用 mysqlbinlog 工具解析 binlog 文件，并应用到目标库的情况。你可以使用下面这条命令 ：mysqlbinlog $binlog_file | mysql -h$host -P$port -u$user -p$pwd

把日志直接解析出来发给目标库执行。增加 local，就能让这个方法支持非本地的 $host。

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来自林晓斌《MySql实战45讲》