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一個mysql死鎖場景實例分析

前言

最近遇到一個mysql在RR級別下的死鎖問題，感覺有點意思，研究了一下，做個記錄。

涉及知識點：共享鎖、排他鎖、意向鎖、間隙鎖、插入意向鎖、鎖等待隊列

場景

隔離級別：Repeatable-Read

表結構如下

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)
);

初始化數據

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

有A/B兩個session，按如下順序執行兩個事務

結果是

B執行完4之后還是一切正常
A執行5的時候，被block
B接著執行6，B報死鎖，B回滾，A插入數據

show engine innodb status中可以看到死鎖信息，這里先不貼，先解釋幾種鎖的概念，再來理解死鎖過程

共享(S)鎖/互斥(X)鎖

共享鎖允許事務讀取記錄
互斥鎖允許事務讀寫記錄

這兩種其實是鎖的模式可以和行鎖、間隙鎖混搭，多個事務可以同時持有S鎖，但是只有一個事務能持有X鎖

意向鎖

一種表鎖(也是一種鎖模式)，表明有事務即將給對應表的記錄加S或者X鎖。SELECT ... LOCK IN SHARE MODE會在給記錄加S鎖之前先給表加IS鎖，SELECT ... FOR UPDATE會在給記錄加X鎖之前給表加IX鎖。

這是一種mysql的鎖優化策略，并不是很清楚意向鎖的優化點在哪里，求大佬指教

兩種鎖的兼容情況如下

行鎖

很簡單，給對應行加鎖。比如update、select for update、delete等都會給涉及到的行加上行鎖，防止其他事務的操作

間隙鎖

在RR隔離級別下，為了防止幻讀現象，除了給記錄本身，還需要為記錄兩邊的間隙加上間隙鎖。
比如列a上有一個普通索引，已經有了1、5、10三條記錄，select * from t where a=5 for update除了會給5這條記錄加行鎖，還會給間隙(1,5)和(5,10)加上間隙鎖，防止其他事務插入值為5的數據造成幻讀。
當a上的普通索引變成唯一索引時，不需要間隙鎖，因為值唯一，select * from t where a=5 for update不可能讀出兩條記錄來。

間隙鎖相互兼容，因為如果互斥，事務A持有左半段(1,5)，事務B持有右半段(1,10)，那么當前面那個例子中a=5的記錄被刪除時，理論上左右兩個間隙鎖得合并成一個新鎖(1,10)，那么這個新的大范圍鎖屬于誰呢？所以間隙鎖相互兼容，不管是S間隙鎖還是X間隙鎖

插入意向鎖

插入意向鎖其實是一種特殊的間隙鎖，從前面對間隙鎖的描述中可以得知，兩個事務在真正insert之前可以同時持有一段間隙的間隙鎖，鎖不住真正insert的這個動作。真正insert之前，mysql還會嘗試獲取對應記錄的插入意向鎖，表明有在間隙中插入一個值的意向。

插入意向鎖和間隙鎖互斥，比如事務1鎖了(1,5)這個間隙，事務2就不能獲取到a=3的插入意向鎖，所以需要鎖等待。

死鎖過程分析

接下來就可以來分析前面那個例子中的死鎖過程了，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)正在等待記錄(a=1,b='1')之前的插入意向鎖，session B(即TRANSACTION 5968)持有記錄(a=1,b='1')之前的間隙鎖，卻也在等待那個插入意向鎖。這說的什么玩意兒，是不是很詭異？

從頭開始分析過程

A、B分別begin，開始事務
A先執行select * from t where a=0 and b='0' for update; ，先加了IX鎖，然后原本意圖為給(0, '0')這條記錄加排他行鎖，但是記錄不存在，所以變成了排他間隙鎖(-∞,1)
B再執行select * from t where a=0 and b='0' for update; ，也是先加了IX鎖，因為記錄不存在，所以加上了排他間隙鎖(-∞,1)，但是由于間隙鎖相互兼容，所以沒有block
A執行insert into t(a,b) values(0,'0'); ，這時候，要開始真正insert了，A需要獲得(0,'0')上的插入意向鎖，由于和B持有的(-∞,1)排他間隙鎖沖突，所以鎖等待，進入記錄(0,'0')的鎖等待隊列（雖然記錄并不存在）
B執行insert into t(a,b) values(0,'0'); ，要獲取插入意向鎖，發現雖然B自己是持有(-∞,1)的排他間隙鎖，但是A也有，所以進入等待隊列，等待A釋放
叮，死鎖發生

死鎖信息解讀

事務1(TRANSACTION 5967)，等待獲得鎖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上的插入意向鎖(lock_mode X locks gap before rec insert intention)
鎖的邊界為

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

表明兩行記錄

0和1表示uniq_a_b上的值，a=1，b=0x31（即'1'的ascii碼）
a=1,b='1'對應的主鍵id=1，因為innodb的索引結構決定的，二級索引(非主鍵索引)指向主鍵索引，主鍵索引再指向數據，所以需要給主鍵加索引

至于int值按位或上的0x80000000就不是很清楚為什么了，需要大佬解讀

事務2(TRANSACTION 5968)，持有間隙鎖index uniq_a_b of table t2.t trx id 5968 lock_mode X locks gap before rec，等待插入意向鎖index uniq_a_b of table t2.t trx id 5968 lock_mode X locks gap before rec insert intention，所以死鎖發生。

原則上是innodb引擎判斷哪個事務回滾代價小就回滾哪個事務，但是具體評判標準不是很清楚（再一次需要大佬），這里innodb選擇了回滾事務2。至此，死鎖過程分析完畢

One More Thing

還沒完。。。有個神奇的現象是，如果表結構變成

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，那么最后的死鎖信息就變了！

 *** (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)

事務2等待的鎖由前面的插入意向鎖變成了共享鎖。什么鬼？

由于沒看過源碼，只能根據現象倒推：因為表結構上c的唯一索引在(a,b)前面，而插入的時候沒指定c的值，用的默認值0，innodb需要先去查一下有沒有0這條記錄，有的話就要報唯一鍵沖突了，所以先要加S鎖，但是在(0,'0')這條記錄上已經有了IX鎖，看一下前面的兼容性矩陣，S鎖和IX鎖互斥，所以也只能鎖等待

總結

看似一句簡單的select和insert，底下設計非常復雜的鎖機制，理解這些鎖機制有利于寫出高效的SQL(至少是正確的😂)

遺留問題：

意向鎖的優化點是哪
鎖信息里，行記錄按位或上的0x80000000是啥
鎖互斥的判定順序，場景1中，(0,'0')上有兼容的間隙鎖，也有等待隊列中的鎖，先判定哪個？
innodb計算事務回滾代價的算法

參考資料

http://hedengcheng.com/?p=771
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html#innodb-insert-intention-locks
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-next-key-locking.html
https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-information-schema-understanding-innodb-locking.html

總結

以上就是這篇文章的全部內容了，希望本文的內容對大家的學習或者工作具有一定的參考學習價值，謝謝大家對腳本之家的支持。

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