我通过六个 MySQL 死锁案例，终于理解了死锁的原因

心已赠人 2023-01-14 02:56 108阅读 0赞

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## 前言 ##

大家好，我是老田。最近总结了一波死锁问题。

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生活中，最常见的案例之一，十字路口没有红绿灯，到了十字路口相互不让，最后，整个马路瘫痪，在我们技术层面称之为**死锁**。

## 产生死锁的必要条件 ##

1. 互斥条件：一个资源每次只能被一个线程使用

2. 请求与保持条件：一个线程因请求资源而阻塞时，对已获得的资源保持不放

3. 不剥夺条件：进程已经获得的资源，在未使用完之前，不能强行剥夺

4. 循环等待条件：若干线程之间形成一种头尾相接的循环等待资源关系

## Mysql 锁类型和加锁分析 ##

MySQL有三种锁的级别：`页级`、`表级`、`行级`。

**表级锁**：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高,并发度最低。

**行级锁**：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。

**页面锁**：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度

**算法**：

*  next KeyLocks锁，同时锁住记录(数据)，并且锁住记录前面的Gap
 *  Gap锁，不锁记录，仅仅记录前面的Gap
 *  Recordlock锁（锁数据，不锁Gap）

所以其实 Next-KeyLocks=Gap锁+ Recordlock锁

## 死锁产生原因和示例 ##

### 产生原因 ###

所谓死锁`<DeadLock>`：是指两个或两个以上的进程在执行过程中,因争夺资源而造成的一种互相等待的现象,若无外力作用，它们都将无法推进下去.此时称系统处于死锁状态或系统产生了死锁，这些永远在互相等待的进程称为死锁进程。表级锁不会产生死锁.所以解决死锁主要还是针对于最常用的InnoDB。

死锁的关键在于：两个(或以上)的Session加锁的顺序不一致。

那么对应的解决死锁问题的关键就是：让不同的session加锁有次序

### 产生示例 ###

#### 案例一 ####

需求：将投资的钱拆成几份随机分配给借款人。

起初业务程序思路是这样的：

投资人投资后，将金额随机分为几份，然后随机从借款人表里面选几个，然后通过一条条select for update 去更新借款人表里面的余额等。

例如两个用户同时投资，A用户金额随机分为2份，分给借款人1，2

B用户金额随机分为2份，分给借款人2，1

由于加锁的顺序不一样，死锁当然很快就出现了。

对于这个问题的改进很简单，直接把所有分配到的借款人直接一次锁住就行了。

select * from xxx where id in (xx,xx,xx) for update

在in里面的列表值mysql是会自动从小到大排序，加锁也是一条条从小到大加的锁

例如（以下会话id为主键）：

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;

锁等待中……

其实这个时候id=10这条记录没有被锁住的，但id=5的记录已经被锁住了，锁的等待在id=8的这里 不信请看

Session3:

mysql> select * from t3 where id=5 for update;

锁等待中

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是加不了锁的，但是id=10是可以加上锁的。

#### 案例二 ####

在开发中，经常会做这类的判断需求：根据字段值查询（有索引），如果不存在，则插入；否则更新。

以id为主键为例，目前还没有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());

锁等待中……

Session2:

insert into t3 values(23,'bc','b',now());
    ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

当对存在的行进行锁的时候(主键)，mysql就只有行锁。当对未存在的行进行锁的时候(即使条件为主键)，mysql是会锁住一段范围（有gap锁）

锁住的范围为：

(无穷小或小于表中锁住id的最大值，无穷大或大于表中锁住id的最小值)

如：如果表中目前有已有的id为（11 ， 12）

那么就锁住（12，无穷大）

如果表中目前已有的id为（11 ， 30）

那么就锁住（11，30）

对于这种死锁的解决办法是：

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

用mysql特有的语法来解决此问题。因为insert语句对于主键来说，插入的行不管有没有存在，都会只有行锁

#### 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;

锁等待中

Session1:

mysql> insert into t3 values(7,'ae','a',now());
    ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

这个跟案例一其它是差不多的情况，只是session1不按常理出牌了，

Session2在等待Session1的id=9的锁，session2又持了1到8的锁（注意9到19的范围并没有被session2锁住），最后，session1在插入新行时又得等待session2,故死锁发生了。

这种一般是在业务需求中基本不会出现，因为你锁住了id=9，却又想插入id=7的行，这就有点跳了，当然肯定也有解决的方法，那就是重理业务需求，避免这样的写法。

#### 案例四 ####

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一般的情况，两个session分别通过一个sql持有一把锁，然后互相访问对方加锁的数据产生死锁。

![4d27c55dd32ab40653de2a617703b406.png][]

#### 案例五 ####

图片 两个单条的sql语句涉及到的加锁数据相同，但是加锁顺序不同，导致了死锁。

案例六 死锁场景如下：

CREATE TABLE dltask (
        id bigint unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT ‘auto 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，`组合成一个唯一索引`，`主键索引为id列`。

**事务隔离级别**：

`RR (Repeatable Read)`

每个事务只有一条SQL:

delete from dltask where a=? and b=? and c=?;

S**QL的执行计划**

**![f48777b543c3e9ec638c98ed4a7291f4.png][]**

**死锁日志**

![0d928a0ea30537b451d027fc73339961.png][]

众所周知，InnoDB上删除一条记录，并不是真正意义上的物理删除，而是将记录标识为删除状态。(注：这些标识为删除状态的记录，后续会由后台的Purge操作进行回收，物理删除。

但是，删除状态的记录会在索引中存放一段时间。) 在RR隔离级别下，唯一索引上满足查询条件，但是却是删除记录，如何加锁？InnoDB在此处的处理策略与前两种策略均不相同，或者说是前两种策略的组合：对于满足条件的删除记录，InnoDB会在记录上加`next key lock X`(对记录本身加X锁，同时锁住记录前的GAP，防止新的满足条件的记录插入。) Unique查询，三种情况，对应三种加锁策略，总结如下：

此处，我们看到了next key锁，是否很眼熟？对了，前面死锁中事务1，事务2处于等待状态的锁，均为next key锁。明白了这三个加锁策略，其实构造一定的并发场景，死锁的原因已经呼之欲出。但是，还有一个前提策略需要介绍，那就是InnoDB内部采用的死锁预防策略。

*  找到满足条件的记录，并且记录有效，则对记录加X锁，No Gap锁`(lock_mode X locks rec but not gap)`；
 *  找到满足条件的记录，但是记录无效(标识为删除的记录)，则对记录加next key锁(同时锁住记录本身，以及记录之前的Gap：lock\_mode X);
 *  未找到满足条件的记录，则对第一个不满足条件的记录加Gap锁，保证没有满足条件的记录插入(locks gap before rec)；

## 死锁预防策略 ##

InnoDB引擎内部(或者说是所有的数据库内部)，有多种锁类型：事务锁(行锁、表锁)，Mutex(保护内部的共享变量操作)、RWLock(又称之为Latch，保护内部的页面读取与修改)。

InnoDB每个页面为16K，读取一个页面时，需要对页面加S锁，更新一个页面时，需要对页面加上X锁。任何情况下，操作一个页面，都会对页面加锁，页面锁加上之后，页面内存储的索引记录才不会被并发修改。

因此，为了修改一条记录，InnoDB内部如何处理：根据给定的查询条件，找到对应的记录所在页面；

对页面加上X锁(RWLock)，然后在页面内寻找满足条件的记录；

在持有页面锁的情况下，对满足条件的记录加事务锁(行锁：根据记录是否满足查询条件，记录是否已经被删除，分别对应于上面提到的3种加锁策略之一)；

### 死锁预防策略 ###

相对于事务锁，页面锁是一个短期持有的锁，而事务锁(行锁、表锁)是长期持有的锁。因此，为了防止页面锁与事务锁之间产生死锁。

InnoDB做了死锁预防的策略：持有事务锁(行锁、表锁)，可以等待获取页面锁；但反之，持有页面锁，不能等待持有事务锁。

根据死锁预防策略，在持有页面锁，加行锁的时候，如果行锁需要等待。则释放页面锁，然后等待行锁。此时，行锁获取没有任何锁保护，因此加上行锁之后，记录可能已经被并发修改。因此，此时要重新加回页面锁，重新判断记录的状态，重新在页面锁的保护下，对记录加锁。如果此时记录未被并发修改，那么第二次加锁能够很快完成，因为已经持有了相同模式的锁。但是，如果记录已经被并发修改，那么，就有可能导致本文前面提到的死锁问题。

以上的InnoDB死锁预防处理逻辑，对应的函数，是`row0sel.c::row_search_for_mysql()`。感兴趣的朋友，可以跟踪调试下这个函数的处理流程，很复杂，但是集中了InnoDB的精髓。

## 剖析死锁的成因 ##

做了这么多铺垫，有了Delete操作的3种加锁逻辑、InnoDB的死锁预防策略等准备知识之后，再回过头来分析本文最初提到的死锁问题，就会手到拈来，事半而功倍。

首先，假设dltask中只有一条记录：`(1, ‘a’, ‘b’, ‘c’, ‘data’)`。三个并发事务，同时执行以下的这条SQL：

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

并且产生了以下的并发执行逻辑，就会产生死锁：

![f01f4ed1c38698de3c28c2d92bd2a82a.png][]

上面分析的这个并发流程，完整展现了死锁日志中的死锁产生的原因。其实，根据事务1步骤6，与事务0步骤3/4之间的顺序不同，死锁日志中还有可能产生另外一种情况，那就是事务1等待的锁模式为记录上的X锁 + No Gap锁(lock\_mode X locks rec but not gap waiting)。这第二种情况，也是”润洁”同学给出的死锁用例中，使用MySQL 5.6.15版本测试出来的死锁产生的原因。

#### 此类死锁，产生的几个前提： ####

Delete操作，针对的是唯一索引上的等值查询的删除；(范围下的删除，也会产生死锁，但是死锁的场景，跟本文分析的场景，有所不同)

至少有3个(或以上)的并发删除操作；

并发删除操作，有可能删除到同一条记录，并且保证删除的记录一定存在；

事务的隔离级别设置为Repeatable Read，同时未设置innodb\_locks\_unsafe\_for\_binlog参数(此参数默认为FALSE)；(Read Committed隔离级别，由于不会加Gap锁，不会有next key，因此也不会产生死锁)

使用的是InnoDB存储引擎；(废话！MyISAM引擎根本就没有行锁)

## 总结 ##

1、`insert`语句对于主键来说，插入的行不管有没有存在，都会只有行锁

2、`select`当对存在的行进行锁的时候(主键)，mysql就只有行锁。当对未存在的行进行锁的时候(即使条件为主键)，mysql是会锁住一段范围（有gap锁）

3、`update`加行锁，列不存在会报错。

4、delete

*  找到满足条件的记录，并且记录有效，则对记录加X锁，No Gap锁(lock\_mode X locks rec but not gap)；
 *  找到满足条件的记录，但是记录无效(标识为删除的记录)，则对记录加next key锁(同时锁住记录本身，以及记录之前的Gap：lock\_mode X);
 *  未找到满足条件的记录，则对第一个不满足条件的记录加Gap锁，保证没有满足条件的记录插入(locks gap before rec)；
    
    参考：http://45dwz.com/30XPj

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[MySQL_25]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzU4MDM3MDgyMA%3D%3D&chksm=fd55694bca22e05d2d6bf09ea577a9c00a3842320a542d888bcffa2cf527e92f45bd92b6340f&idx=1&mid=2247500192&scene=21&sn=ea1967dba7d155cb786a87112e14f701#wechat_redirect
[12]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzU4MDM3MDgyMA%3D%3D&chksm=fd55685aca22e14cbf1a0292b45e1cb05d4e89008b0f21facb058d26d4ba58591ed8328a5177&idx=1&mid=2247499953&scene=21&sn=4eadc79edac61cb349c1496b57dab73d#wechat_redirect
[12 1]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzU4MDM3MDgyMA%3D%3D&chksm=fd55684dca22e15b7c0b801142f5a038b4c6ed86a21fe7e3c9c11ae8984569eae3ad811e67fa&idx=1&mid=2247499942&scene=21&sn=7fe98b1860204dcde8eb087dacc7a7a6#wechat_redirect
[JVM_18]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzU4MDM3MDgyMA%3D%3D&chksm=fd5568e5ca22e1f3ee3819e62fa72e040e66cf57e76433a10da24f66f1482e0380f04a20d6ff&idx=1&mid=2247499790&scene=21&sn=5b1eae8be6ef173b8be416e4a3aa3ceb#wechat_redirect
[HashMap_31_5]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzU4MDM3MDgyMA%3D%3D&chksm=fd556928ca22e03e574ca10c7b8afe2bab0d44d1f01490ec83e7d14e111dedd7bc617b8742f2&idx=1&mid=2247500227&scene=21&sn=88ceef5f2a09efe2832cdb68578720b1#wechat_redirect
[Redis_43]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzI1MTYxNTE0Ng%3D%3D&chksm=e9f10751de868e47db8f327763a82dda3c0ef20b281320177b4a35a1b3b5039dc2cfa3c086ab&idx=1&mid=2247484820&scene=21&sn=de076ddd3b6a72d34fc7ae183e9cc194#wechat_redirect
[98]: http://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzU4MDM3MDgyMA%3D%3D&chksm=fd555753ca22de4522b62563737854b0359847f046b416df20cdfa099ea81d8e03c8bb22f4d1&idx=1&mid=2247499704&scene=21&sn=e3a867f360e8a8cccf8d79e0652c36c0#wechat_redirect