序

最近總結(jié)了一波死鎖問(wèn)題，和大家分享一下，我這也是從網(wǎng)上各種瀏覽博客得來(lái)，希望原作者見(jiàn)諒，參考博客地址都在下方。

一、Mysql 鎖類(lèi)型和加鎖分析

1、鎖類(lèi)型介紹

MySQL有三種鎖的級(jí)別：頁(yè)級(jí)、表級(jí)、行級(jí)。

• 表級(jí)鎖：開(kāi)銷(xiāo)小，加鎖快；不會(huì)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。
• 行級(jí)鎖：開(kāi)銷(xiāo)大，加鎖慢；會(huì)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。
• 頁(yè)面鎖：開(kāi)銷(xiāo)和加鎖時(shí)間界于表鎖和行鎖之間；會(huì)出現(xiàn)死鎖；鎖定粒度界于表鎖和行鎖之間，并發(fā)度一般

算法：

• next KeyLocks鎖，同時(shí)鎖住記錄(數(shù)據(jù))，并且鎖住記錄前面的Gap
• Gap鎖，不鎖記錄，僅僅記錄前面的Gap
• Recordlock鎖（鎖數(shù)據(jù)，不鎖Gap）
• 所以其實(shí) Next-KeyLocks=Gap鎖+ Recordlock鎖

二、死鎖產(chǎn)生原因和示例

2.1產(chǎn)生原因

死鎖的關(guān)鍵在于：兩個(gè)(或以上)的Session加鎖的順序不一致。

那么對(duì)應(yīng)的解決死鎖問(wèn)題的關(guān)鍵就是：讓不同的session加鎖有次序

2.2、產(chǎn)生示例

「案例一」

需求：將投資的錢(qián)拆成幾份隨機(jī)分配給借款人。

起初業(yè)務(wù)程序思路是這樣的：

投資人投資后，將金額隨機(jī)分為幾份，然后隨機(jī)從借款人表里面選幾個(gè)，然后通過(guò)一條條select for update 去更新借款人表里面的余額等。

例如兩個(gè)用戶同時(shí)投資，A用戶金額隨機(jī)分為2份，分給借款人1，2

B用戶金額隨機(jī)分為2份，分給借款人2，1

由于加鎖的順序不一樣，死鎖當(dāng)然很快就出現(xiàn)了。

「對(duì)于這個(gè)問(wèn)題的改進(jìn)很簡(jiǎn)單，直接把所有分配到的借款人直接一次鎖住就行了。」

「Select * from xxx where id in (xx,xx,xx) for update」

「在in里面的列表值mysql是會(huì)自動(dòng)從小到大排序，加鎖也是一條條從小到大加的鎖」

「案例二」

在開(kāi)發(fā)中，經(jīng)常會(huì)做這類(lèi)的判斷需求：根據(jù)字段值查詢（有索引），如果不存在，則插入；否則更新。

當(dāng)對(duì)存在的行進(jìn)行鎖的時(shí)候(主鍵)，mysql就只有行鎖。

當(dāng)對(duì)未存在的行進(jìn)行鎖的時(shí)候(即使條件為主鍵)，mysql是會(huì)鎖住一段范圍（有g(shù)ap鎖）

鎖住的范圍為：

(無(wú)窮小或小于表中鎖住id的最大值，無(wú)窮大或大于表中鎖住id的最小值)

如：如果表中目前有已有的id為（11 ， 12）

那么就鎖住（12，無(wú)窮大）

如果表中目前已有的id為（11 ， 30）

那么就鎖住（11，30）

「對(duì)于這種死鎖的解決辦法是：」

「insert into t3(xx,xx) on duplicate key update xx='XX';」

用mysql特有的語(yǔ)法來(lái)解決此問(wèn)題。因?yàn)閕nsert語(yǔ)句對(duì)于主鍵來(lái)說(shuō)，插入的行不管有沒(méi)有存在，都會(huì)只有行鎖

「案例三」

這個(gè)跟案例一其它是差不多的情況，只是session1不按常理出牌了，

Session2在等待Session1的id=9的鎖，session2又持了1到8的鎖（注意9到19的范圍并沒(méi)有被session2鎖住），最后，session1在插入新行時(shí)又得等待session2,故死鎖發(fā)生了。

這種一般是在業(yè)務(wù)需求中基本不會(huì)出現(xiàn)，因?yàn)槟沔i住了id=9，卻又想插入id=7的行，這就有點(diǎn)跳了，當(dāng)然肯定也有解決的方法，那就是重理業(yè)務(wù)需求，避免這樣的寫(xiě)法。

「案例四」

一般的情況，兩個(gè)session分別通過(guò)一個(gè)sql持有一把鎖，然后互相訪問(wèn)對(duì)方加鎖的數(shù)據(jù)產(chǎn)生死鎖。

「案例五」

兩個(gè)單條的sql語(yǔ)句涉及到的加鎖數(shù)據(jù)相同，但是加鎖順序不同，導(dǎo)致了死鎖。

死鎖場(chǎng)景如下：

「表結(jié)構(gòu)：」

「a」，「b」，「c」三列，組合成一個(gè)唯一索引，主鍵索引為id列。

「事務(wù)隔離級(jí)別：」RR (Repeatable Read)

「每個(gè)事務(wù)只有一條SQL：」

「SQL的執(zhí)行計(jì)劃：」

「死鎖日志：」

眾所周知，InnoDB上刪除一條記錄，并不是真正意義上的物理刪除，而是將記錄標(biāo)識(shí)為刪除狀態(tài)。(注：這些標(biāo)識(shí)為刪除狀態(tài)的記錄，后續(xù)會(huì)由后臺(tái)的Purge操作進(jìn)行回收，物理刪除。但是，刪除狀態(tài)的記錄會(huì)在索引中存放一段時(shí)間。) 在RR隔離級(jí)別下，唯一索引上滿足查詢條件，但是卻是刪除記錄，如何加鎖？InnoDB在此處的處理策略與前兩種策略均不相同，或者說(shuō)是前兩種策略的組合：對(duì)于滿足條件的刪除記錄，InnoDB會(huì)在記錄上加next key lock X(對(duì)記錄本身加X(jué)鎖，同時(shí)鎖住記錄前的GAP，防止新的滿足條件的記錄插入。) Unique查詢，三種情況，對(duì)應(yīng)三種加鎖策略，總結(jié)如下：

此處，我們看到了next key鎖，是否很眼熟？對(duì)了，前面死鎖中事務(wù)1，事務(wù)2處于等待狀態(tài)的鎖，均為next key鎖。明白了這三個(gè)加鎖策略，其實(shí)構(gòu)造一定的并發(fā)場(chǎng)景，死鎖的原因已經(jīng)呼之欲出。但是，還有一個(gè)前提策略需要介紹，那就是InnoDB內(nèi)部采用的死鎖預(yù)防策略。

• 「找到滿足條件的記錄，并且記錄有效」，則對(duì)記錄加X(jué)鎖，No Gap鎖(lock_mode X locks rec but not gap)；
• 「找到滿足條件的記錄，但是記錄無(wú)效」(標(biāo)識(shí)為刪除的記錄)，則對(duì)記錄加next key鎖(同時(shí)鎖住記錄本身，以及記錄之前的Gap：lock_mode X);
• 「未找到滿足條件的記錄」，則對(duì)第一個(gè)不滿足條件的記錄加Gap鎖，保證沒(méi)有滿足條件的記錄插入(locks gap before rec)；

「死鎖預(yù)防策略」

?

InnoDB引擎內(nèi)部(或者說(shuō)是所有的數(shù)據(jù)庫(kù)內(nèi)部)，有多種鎖類(lèi)型：事務(wù)鎖(行鎖、表鎖)，Mutex(保護(hù)內(nèi)部的共享變量操作)、RWLock(又稱(chēng)之為L(zhǎng)atch，保護(hù)內(nèi)部的頁(yè)面讀取與修改)。

?

?

InnoDB每個(gè)頁(yè)面為16K，讀取一個(gè)頁(yè)面時(shí)，需要對(duì)頁(yè)面加S鎖，更新一個(gè)頁(yè)面時(shí)，需要對(duì)頁(yè)面加上X鎖。任何情況下，操作一個(gè)頁(yè)面，都會(huì)對(duì)頁(yè)面加鎖，頁(yè)面鎖加上之后，頁(yè)面內(nèi)存儲(chǔ)的索引記錄才不會(huì)被并發(fā)修改。

?

?

因此，為了修改一條記錄，InnoDB內(nèi)部如何處理：

?

• 根據(jù)給定的查詢條件，找到對(duì)應(yīng)的記錄所在頁(yè)面；
• 對(duì)頁(yè)面加上X鎖(RWLock)，然后在頁(yè)面內(nèi)尋找滿足條件的記錄；
• 在持有頁(yè)面鎖的情況下，對(duì)滿足條件的記錄加事務(wù)鎖(行鎖：根據(jù)記錄是否滿足查詢條件，記錄是否已經(jīng)被刪除，分別對(duì)應(yīng)于上面提到的3種加鎖策略之一)；

「死鎖預(yù)防策略」：相對(duì)于事務(wù)鎖，頁(yè)面鎖是一個(gè)短期持有的鎖，而事務(wù)鎖(行鎖、表鎖)是長(zhǎng)期持有的鎖。因此，為了防止頁(yè)面鎖與事務(wù)鎖之間產(chǎn)生死鎖。InnoDB做了死鎖預(yù)防的策略：持有事務(wù)鎖(行鎖、表鎖)，可以等待獲取頁(yè)面鎖；但反之，持有頁(yè)面鎖，不能等待持有事務(wù)鎖。

?

根據(jù)死鎖預(yù)防策略，在持有頁(yè)面鎖，加行鎖的時(shí)候，如果行鎖需要等待。則釋放頁(yè)面鎖，然后等待行鎖。此時(shí)，行鎖獲取沒(méi)有任何鎖保護(hù)，因此加上行鎖之后，記錄可能已經(jīng)被并發(fā)修改。因此，此時(shí)要重新加回頁(yè)面鎖，重新判斷記錄的狀態(tài)，重新在頁(yè)面鎖的保護(hù)下，對(duì)記錄加鎖。如果此時(shí)記錄未被并發(fā)修改，那么第二次加鎖能夠很快完成，因?yàn)橐呀?jīng)持有了相同模式的鎖。但是，如果記錄已經(jīng)被并發(fā)修改，那么，就有可能導(dǎo)致本文前面提到的死鎖問(wèn)題。

?

?

以上的InnoDB死鎖預(yù)防處理邏輯，對(duì)應(yīng)的函數(shù)，是row0sel.c::row_search_for_mysql()。感興趣的朋友，可以跟蹤調(diào)試下這個(gè)函數(shù)的處理流程，很復(fù)雜，但是集中了InnoDB的精髓。

?

「剖析死鎖的成因」

?

做了這么多鋪墊，有了Delete操作的3種加鎖邏輯、InnoDB的死鎖預(yù)防策略等準(zhǔn)備知識(shí)之后，再回過(guò)頭來(lái)分析本文最初提到的死鎖問(wèn)題，就會(huì)手到拈來(lái)，事半而功倍。

?

首先，假設(shè)dltask中只有一條記錄：(1, ‘a(chǎn)’, ‘b’, ‘c’, ‘data’)。三個(gè)并發(fā)事務(wù)，同時(shí)執(zhí)行以下的這條SQL：

delete from dltask where a=’a’ and b=’b’ and c=’c';

并且產(chǎn)生了以下的并發(fā)執(zhí)行邏輯，就會(huì)產(chǎn)生死鎖：

?

上面分析的這個(gè)并發(fā)流程，完整展現(xiàn)了死鎖日志中的死鎖產(chǎn)生的原因。其實(shí)，根據(jù)事務(wù)1步驟6，與事務(wù)0步驟3/4之間的順序不同，死鎖日志中還有可能產(chǎn)生另外一種情況，那就是事務(wù)1等待的鎖模式為記錄上的X鎖 + No Gap鎖(lock_mode X locks rec but not gap waiting)。這第二種情況，也是”潤(rùn)潔”同學(xué)給出的死鎖用例中，使用MySQL 5.6.15版本測(cè)試出來(lái)的死鎖產(chǎn)生的原因。

?

「此類(lèi)死鎖，產(chǎn)生的幾個(gè)前提：」

• Delete操作，針對(duì)的是唯一索引上的等值查詢的刪除；(范圍下的刪除，也會(huì)產(chǎn)生死鎖，但是死鎖的場(chǎng)景，跟本文分析的場(chǎng)景，有所不同)
• 至少有3個(gè)(或以上)的并發(fā)刪除操作；
• 并發(fā)刪除操作，有可能刪除到同一條記錄，并且保證刪除的記錄一定存在；
• 事務(wù)的隔離級(jí)別設(shè)置為Repeatable Read，同時(shí)未設(shè)置innodb_locks_unsafe_for_binlog參數(shù)(此參數(shù)默認(rèn)為FALSE)；(Read Committed隔離級(jí)別，由于不會(huì)加Gap鎖，不會(huì)有next key，因此也不會(huì)產(chǎn)生死鎖)
• 使用的是InnoDB存儲(chǔ)引擎；(廢話！MyISAM引擎根本就沒(méi)有行鎖)

參考博客：

https://blog.csdn.net/mine_song/article/details/71106410

http://hedengcheng.com/?p=844

http://www.cnblogs.com/sessionbest/articles/8689082.html