杰晶网络

一个mysql死锁场景实例分析
数据库 2024/11/24 佚名
3 2

前言

最近遇到一个mysql在RR级别下的死锁问题，感觉有点意思，研究了一下，做个记录。

涉及知识点：共享锁、排他锁、意向锁、间隙锁、插入意向锁、锁等待队列

场景

隔离级别：Repeatable-Read

表结构如下

create table t (
 id int not null primary key AUTO_INCREMENT,
 a int not null default 0,
 b varchar(10) not null default '',
 c varchar(10) not null default '',
 unique key uniq_a_b(a,b),
 unique key uniq_c(c)
);

初始化数据

insert into t(a,b,c) values(1,'1','1');

有A/B两个session，按如下顺序执行两个事务

一个mysql死锁场景实例分析

结果是

  • B执行完4之后还是一切正常
  • A执行5的时候，被block
  • B接着执行6，B报死锁，B回滚，A插入数据

show engine innodb status中可以看到死锁信息，这里先不贴，先解释几种锁的概念，再来理解死锁过程

共享(S)锁/互斥(X)锁

  • 共享锁允许事务读取记录
  • 互斥锁允许事务读写记录

这两种其实是锁的模式可以和行锁、间隙锁混搭，多个事务可以同时持有S锁，但是只有一个事务能持有X锁

意向锁

一种表锁(也是一种锁模式)，表明有事务即将给对应表的记录加S或者X锁。SELECT ... LOCK IN SHARE MODE会在给记录加S锁之前先给表加IS锁，SELECT ... FOR UPDATE会在给记录加X锁之前给表加IX锁。

这是一种mysql的锁优化策略，并不是很清楚意向锁的优化点在哪里，求大佬指教

两种锁的兼容情况如下

一个mysql死锁场景实例分析

行锁

很简单，给对应行加锁。比如update、select for update、delete等都会给涉及到的行加上行锁，防止其他事务的操作

间隙锁

在RR隔离级别下，为了防止幻读现象，除了给记录本身，还需要为记录两边的间隙加上间隙锁。
比如列a上有一个普通索引，已经有了1、5、10三条记录，select * from t where a=5 for update除了会给5这条记录加行锁，还会给间隙(1,5)和(5,10)加上间隙锁，防止其他事务插入值为5的数据造成幻读。
当a上的普通索引变成唯一索引时，不需要间隙锁，因为值唯一，select * from t where a=5 for update不可能读出两条记录来。

间隙锁相互兼容，因为如果互斥，事务A持有左半段(1,5)，事务B持有右半段(1,10)，那么当前面那个例子中a=5的记录被删除时，理论上左右两个间隙锁得合并成一个新锁(1,10)，那么这个新的大范围锁属于谁呢？所以间隙锁相互兼容，不管是S间隙锁还是X间隙锁

插入意向锁

插入意向锁其实是一种特殊的间隙锁，从前面对间隙锁的描述中可以得知，两个事务在真正insert之前可以同时持有一段间隙的间隙锁，锁不住真正insert的这个动作。真正insert之前，mysql还会尝试获取对应记录的插入意向锁，表明有在间隙中插入一个值的意向。

插入意向锁和间隙锁互斥，比如事务1锁了(1,5)这个间隙，事务2就不能获取到a=3的插入意向锁，所以需要锁等待。

死锁过程分析

接下来就可以来分析前面那个例子中的死锁过程了，先看show engine innodb status

 *** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 5967, ACTIVE 8 sec inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 9, OS thread handle 140528848688896, query id 537 192.168.128.1 root update
insert into t(a,b) values(0,'0')
*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 64 page no 4 n bits 72 index uniq_a_b of table `t2`.`t` trx id 5967 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc  ;;
 1: len 1; hex 31; asc 1;;
 2: len 4; hex 80000001; asc  ;;

*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 5968, ACTIVE 7 sec inserting
mysql tables in use 1, locked 1
3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 8, OS thread handle 140528848484096, query id 538 192.168.128.1 root update
insert into t(a,b) values(0,'0')
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 64 page no 4 n bits 72 index uniq_a_b of table `t2`.`t` trx id 5968 lock_mode X locks gap before rec
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc  ;;
 1: len 1; hex 31; asc 1;;
 2: len 4; hex 80000001; asc  ;;

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 64 page no 4 n bits 72 index uniq_a_b of table `t2`.`t` trx id 5968 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc  ;;
 1: len 1; hex 31; asc 1;;
 2: len 4; hex 80000001; asc  ;;

*** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)

session A(即TRANSACTION 5967)正在等待记录(a=1,b='1')之前的插入意向锁，session B(即TRANSACTION 5968)持有记录(a=1,b='1')之前的间隙锁，却也在等待那个插入意向锁。这说的什么玩意儿，是不是很诡异？

从头开始分析过程

  1. A、B分别begin，开始事务
  2. A先执行select * from t where a=0 and b='0' for update; ，先加了IX锁，然后原本意图为给(0, '0')这条记录加排他行锁，但是记录不存在，所以变成了排他间隙锁(-∞,1)
  3. B再执行select * from t where a=0 and b='0' for update; ，也是先加了IX锁，因为记录不存在，所以加上了排他间隙锁(-∞,1)，但是由于间隙锁相互兼容，所以没有block
  4. A执行insert into t(a,b) values(0,'0'); ，这时候，要开始真正insert了，A需要获得(0,'0')上的插入意向锁，由于和B持有的(-∞,1)排他间隙锁冲突，所以锁等待，进入记录(0,'0')的锁等待队列（虽然记录并不存在）
  5. B执行insert into t(a,b) values(0,'0'); ，要获取插入意向锁，发现虽然B自己是持有(-∞,1)的排他间隙锁，但是A也有，所以进入等待队列，等待A释放
  6. 叮，死锁发生

死锁信息解读

事务1(TRANSACTION 5967)，等待获得锁index uniq_a_b of table t2.t trx id 5967 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting，即在唯一索引uniq_a_b上的插入意向锁(lock_mode X locks gap before rec insert intention)
锁的边界为

 0: len 4; hex 80000001; asc  ;;
 1: len 1; hex 31; asc 1;;
 2: len 4; hex 80000001; asc  ;;

表明两行记录

  • 0和1表示uniq_a_b上的值，a=1，b=0x31（即'1'的ascii码）
  • a=1,b='1'对应的主键id=1，因为innodb的索引结构决定的，二级索引(非主键索引)指向主键索引，主键索引再指向数据，所以需要给主键加索引

至于int值按位或上的0x80000000就不是很清楚为什么了，需要大佬解读

事务2(TRANSACTION 5968)，持有间隙锁index uniq_a_b of table t2.t trx id 5968 lock_mode X locks gap before rec，等待插入意向锁index uniq_a_b of table t2.t trx id 5968 lock_mode X locks gap before rec insert intention，所以死锁发生。

原则上是innodb引擎判断哪个事务回滚代价小就回滚哪个事务，但是具体评判标准不是很清楚（再一次需要大佬），这里innodb选择了回滚事务2。至此，死锁过程分析完毕

One More Thing

还没完。。。有个神奇的现象是，如果表结构变成

create table t (
 id int not null primary key AUTO_INCREMENT,
 a int not null default 0,
 b varchar(10) not null default '',
 c varchar(10) not null default '',
 unique key uniq_c(c),
 unique key uniq_a_b(a,b)
);
insert into t(a,b,c) values(1,1,1);

只是把c上的唯一索引uniq_c放到了uniq_a_b前面，那么最后的死锁信息就变了！

 *** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 5801, ACTIVE 5 sec inserting
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 4 lock struct(s), heap size 1136, 3 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 5, OS thread handle 140528848688896, query id 380 192.168.128.1 root update
insert into t2(a,b) values(0,'0')
*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 56 page no 5 n bits 72 index uniq_a_b of table `t2`.`t2` trx id 5801 lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc  ;;
 1: len 1; hex 31; asc 1;;
 2: len 4; hex 80000001; asc  ;;

*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 5802, ACTIVE 4 sec inserting
mysql tables in use 1, locked 1
3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 6, OS thread handle 140528848484096, query id 381 192.168.128.1 root update
insert into t2(a,b) values(0,'0')
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 56 page no 5 n bits 72 index uniq_a_b of table `t2`.`t2` trx id 5802 lock_mode X locks gap before rec
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 3; compact format; info bits 0
 0: len 4; hex 80000001; asc  ;;
 1: len 1; hex 31; asc 1;;
 2: len 4; hex 80000001; asc  ;;

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 56 page no 4 n bits 72 index uniq_c of table `t2`.`t2` trx id 5802 lock mode S waiting
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
 0: len 0; hex ; asc ;;
 1: len 4; hex 80000002; asc  ;;

*** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)

事务2等待的锁由前面的插入意向锁变成了共享锁。什么鬼？

由于没看过源码，只能根据现象倒推：因为表结构上c的唯一索引在(a,b)前面，而插入的时候没指定c的值，用的默认值0，innodb需要先去查一下有没有0这条记录，有的话就要报唯一键冲突了，所以先要加S锁，但是在(0,'0')这条记录上已经有了IX锁，看一下前面的兼容性矩阵，S锁和IX锁互斥，所以也只能锁等待

总结

看似一句简单的select和insert，底下设计非常复杂的锁机制，理解这些锁机制有利于写出高效的SQL(至少是正确的"color: #ff0000">总结

以上就是这篇文章的全部内容了，希望本文的内容对大家的学习或者工作具有一定的参考学习价值，谢谢大家对的支持。

标签：
mysql死锁,mysql死锁产生原因,mysql死锁例子
免责声明：本站文章均来自网站采集或用户投稿，网站不提供任何软件下载或自行开发的软件！ 如有用户或公司发现本站内容信息存在侵权行为，请邮件告知！ 858582#qq.com
评论“一个mysql死锁场景实例分析”
暂无“一个mysql死锁场景实例分析”评论...
www.imxmx.com 杰晶网络
8,675无损音乐
1,324高清电影
213破解软件
120,141站长资源

《魔兽世界》大逃杀！60人新游玩模式《强袭风暴》3月21日上线

暴雪近日发布了《魔兽世界》10.2.6 更新内容，新游玩模式《强袭风暴》即将于3月21 日在亚服上线，届时玩家将前往阿拉希高地展开一场 60 人大逃杀对战。

艾泽拉斯的冒险者已经征服了艾泽拉斯的大地及遥远的彼岸。他们在对抗世界上最致命的敌人时展现出过人的手腕，并且成功阻止终结宇宙等级的威胁。当他们在为即将于《魔兽世界》资料片《地心之战》中来袭的萨拉塔斯势力做战斗准备时，他们还需要在熟悉的阿拉希高地面对一个全新的敌人──那就是彼此。在《巨龙崛起》10.2.6 更新的《强袭风暴》中，玩家将会进入一个全新的海盗主题大逃杀式限时活动，其中包含极高的风险和史诗级的奖励。

《强袭风暴》不是普通的战场，作为一个独立于主游戏之外的活动，玩家可以用大逃杀的风格来体验《魔兽世界》，不分职业、不分装备（除了你在赛局中捡到的），光是技巧和战略的强弱之分就能决定出谁才是能坚持到最后的赢家。本次活动将会开放单人和双人模式，玩家在加入海盗主题的预赛大厅区域前，可以从强袭风暴角色画面新增好友。游玩游戏将可以累计名望轨迹，《巨龙崛起》和《魔兽世界：巫妖王之怒 经典版》的玩家都可以获得奖励。

更新动态

友情链接

杰晶网络 DDR爱好者之家 南强小屋 黑松山资源网 白云城资源网