MySQL 是怎么死鎖的？
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最近總結(jié)了一波死鎖問題，和大家分享一下。
Mysql 鎖類型和加鎖分析
MySQL有三種鎖的級(jí)別：頁(yè)級(jí)、表級(jí)、行級(jí)。
表級(jí)鎖：開銷小，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：開銷大，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：開銷和加鎖時(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
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
死鎖產(chǎn)生原因和示例
產(chǎn)生原因
所謂死鎖
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)的解決死鎖問題的關(guān)鍵就是：讓不同的session加鎖有次序
產(chǎn)生示例
案例一
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
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
例如（以下會(huì)話id為主鍵）：
Session1:
mysql>?select?*?from?t3?where?id?in?(8,9)?for?update;
+----+--------+------+---------------------+
|?id?|?course?|?name?|?ctime???????????????|
+----+--------+------+---------------------+
|??8?|?WA?????|?f????|?2016-03-02?11:36:30?|
|??9?|?JX?????|?f????|?2016-03-01?11:36:30?|
+----+--------+------+---------------------+
rows?in?set?(0.04?sec)
Session2:
select?*?from?t3?where?id?in?(10,8,5)?for?update;
鎖等待中……
其實(shí)這個(gè)時(shí)候id=10這條記錄沒有被鎖住的，但id=5的記錄已經(jīng)被鎖住了，鎖的等待在id=8的這里
不信請(qǐng)看
Session3:
mysql>?select?*?from?t3?where?id=5?for?update;
鎖等待中
Session4:
mysql>?select?*?from?t3?where?id=10?for?update;
+----+--------+------+---------------------+
|?id?|?course?|?name?|?ctime???????????????|
+----+--------+------+---------------------+
|?10?|?JB?????|?g????|?2016-03-10?11:45:05?|
+----+--------+------+---------------------+
row?in?set?(0.00?sec)
在其它session中id=5是加不了鎖的，但是id=10是可以加上鎖的。
案例二
在開發(fā)中，經(jīng)常會(huì)做這類的判斷需求：根據(jù)字段值查詢（有索引），如果不存在，則插入；否則更新。
以id為主鍵為例，目前還沒有id=22的行
Session1:
select?*?from?t3?where?id=22?for?update;
Empty?set?(0.00?sec)
session2:
select?*?from?t3?where?id=23??for?update;
Empty?set?(0.00?sec)
Session1:
insert?into?t3?values(22,'ac','a',now());
鎖等待中……
Session2:
insert?into?t3?values(23,'bc','b',now());
ERROR?1213?(40001):?Deadlock?found?when?trying?to?get?lock;?try?restarting?transaction
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)解決此問題。因?yàn)閕nsert語(yǔ)句對(duì)于主鍵來(lái)說，插入的行不管有沒有存在，都會(huì)只有行鎖。
MySQL 系列面試題我都已經(jīng)整理成答案了，關(guān)注公眾號(hào)Java技術(shù)棧回復(fù) "面試"?獲取。
案例三
mysql>?select?*?from?t3?where?id=9?for?update;
+----+--------+------+---------------------+
|?id?|?course?|?name?|?ctime???????????????|
+----+--------+------+---------------------+
|??9?|?JX?????|?f????|?2016-03-01?11:36:30?|
+----+--------+------+---------------------+
row?in?set?(0.00?sec)
Session2:
mysql>?select?*?from?t3?where?id<20?for?update;
鎖等待中
Session1:
mysql>?insert?into?t3?values(7,'ae','a',now());
ERROR?1213?(40001):?Deadlock?found?when?trying?to?get?lock;?try?restarting?transaction
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，避免這樣的寫法。
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案例四
一般的情況，兩個(gè)session分別通過一個(gè)sql持有一把鎖，然后互相訪問對(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。
案例六
死鎖場(chǎng)景如下：
CREATE?TABLE?dltask?(
????id?bigint?unsigned?NOT?NULL?AUTO_INCREMENT?COMMENT?‘a(chǎn)uto?id’,
????a?varchar(30)?NOT?NULL?COMMENT?‘uniq.a’,
????b?varchar(30)?NOT?NULL?COMMENT?‘uniq.b’,
????c?varchar(30)?NOT?NULL?COMMENT?‘uniq.c’,
????x?varchar(30)?NOT?NULL?COMMENT?‘data’,???
????PRIMARY?KEY?(id),
????UNIQUE?KEY?uniq_a_b_c?(a,?b,?c)
)?ENGINE=InnoDB?DEFAULT?CHARSET=utf8?COMMENT=’deadlock?test’;
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:
delete?from?dltask?where?a=??and?b=??and?c=?;
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(或者說是所有的數(shù)據(jù)庫(kù)內(nèi)部)，有多種鎖類型：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，再回過頭來(lái)分析本文最初提到的死鎖問題，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引擎根本就沒有行鎖)
參考
https://blog.csdn.net/mine_song/article/details/71106410 http://hedengcheng.com/?p=844 http://www.cnblogs.com/sessionbest/articles/8689082.html
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