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 transaction

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 locks

行锁

很简单,给对应行加锁。比如updateselect for updatedelete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)排他意向锁冲突,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😂)

遗留问题:

  1. 意向锁的优化点是哪
  2. 锁信息里,行记录按位或上的0x80000000是啥
  3. 锁互斥的判定顺序,场景1中,(0,‘0’)上有兼容的间隙锁,也有等待队列中的锁,先判定哪个?
  4. innodb计算事务回滚代价的算法

参考资料