一、前言
打算写一系列死锁分析的例子,将平时遇到的死锁例子记录下来,做好记录,也当做积累。
二、死锁输出
2017-10-10 17:07:21 7f45a5104700InnoDB: transactions deadlock detected, dumping detailed information.
2017-10-10 17:07:21 7f45a5104700
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 47225424098, ACTIVE 0 sec starting index read
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 6 lock struct(s), heap size 1184, 3 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 40396441, OS thread handle 0x7f569a68e700, query id 9746347697 10.200.181.72 trade updating
update table_b
set updated_at = now(),
price = 36900,
where id = 1 and sku_id = 36171933 AND goods_id = 2
and kdt_id = 3 and offline_id = 1
*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 13387 page no 67 n bits 344 index `PRIMARY` of table `dbname`.`table_b` trx id 47225424098 lock_mode X locks rec but not gap waiting
*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 47225424090, ACTIVE 0 sec starting index read, thread declared inside InnoDB 5000
mysql tables in use 1, locked 1
6 lock struct(s), heap size 1184, 13 row lock(s), undo log entries 1
MySQL thread id 40397515, OS thread handle 0x7f45a5104700, query id 9746347700 10.200.181.72 trade updating
update table_a
set updated_at = now(),
stock_num = 0,
where goods_id = 2
and offline_id = 1
and kdt_id = 3
and id = 2
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 13387 page no 67 n bits 344 index `PRIMARY` of table `dbname`.`table_b` trx id 47225424090 lock_mode X locks rec but not gap
*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 13451 page no 193 n bits 192 index `PRIMARY` of table `dbname`.`table_a` trx id 47225424090 lock_mode X locks rec but not gap waiting
*** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)
table_a 的索引
UNIQUE KEY `uniq_gid_oid_sid` (`goods_id`,`offline_id`,`sku_id`),
table_b 的索引
UNIQUE KEY `uniq_gid_oid_sid` (`goods_id`,`offline_id`,`sku_id`)
具体的表名以及关键信息已经做了脱敏处理,采用table_a,table_b 。
三、死锁分析
要了解死锁的产生,必须先了解具体的事务逻辑,因此和开发进行沟通,这个事务的逻辑过程
- 首先会开启一个会话,查询table_a 表里面根据(
goods_id
,offline_id
)查询是否存在对应的记录,如果存在执行第二步,如果不存在执行第三步 - 另外开启一个事务,执行select * from table_a where goods_id=xx and offline_id=yy for update,然后update table_b 表对应(
goods_id
,offline_id
,sku_id
)的记录,然后再次更新table_a 表的记录(根据ID) - 另外开启一个事务,执行select * from table_a where goods_id=xx and offline_id=yy ,如果存在,则update table_b 表对应(
goods_id
,offline_id
,sku_id
)的记录+update table_a(根据ID),否则执行插入table_b 的操作+插入table_a 的操作
看死锁输出的等待 + 业务操作过程,画出等待矩阵图。
Time | Sess 1 | Sess 2 |
---|---|---|
@t1 | SELECT TABLE_A FOR UPDATE | |
@t2 | SELECT TABLE_A FOR UPDATE | |
@t3 | UPDATE TABLE_B | |
@t4 | UPDATE TABLE_B(wating) | |
@t5 | UPDATE TABLE_A(wating) |
整个等待如上表所示,在@t4 时刻,Sess 1 对TABLE B 执行更新操作,发生等待,因为Sess 2 在@t3 时刻对TABLE B 表进行了更新操作。Sess 2在@t5时刻进行 UPDATE TABLE_A 发生了等待,因为Sess 1在@t2 时刻发生了更新操作。
但是这个图,我们仔细一想就是不可能的,因为在Sess 2 对 Table_A 进行了FOR UPDATE 后,那么Sess 1是不可能拿到TABLE A 的X lock的。
再次分析业务逻辑,我们发现在第三步的操作过程中,如果第一次查询不存在的时候,进入事务中,再次查询和第一次查询的结果可能存在不一致,也就是说,事务里面可能查询到记录。因此就会导致更新TABLE A 的时候,事务里面是没有执行SELECT TABLE_A FOR UPDATE
的!
那么整个执行过程应该如下:
Time | Sess 1 | Sess 2 |
---|---|---|
@t2 | SELECT TABLE_A FOR UPDATE | |
@t3 | UPDATE TABLE_B | |
@t4 | UPDATE TABLE_B(wating) | |
@t5 | UPDATE TABLE_A(wating) |
@t4 的Sess 1 在等待 @t3 的Sess2, @t5的Sess 2 在等待 @t2 的Sess1,形成典型的交叉等待。其中 Sess2 没有执行FOR UPDATE。
整个业务逻辑就是:
- Sess 2 查询发现没有记录,开启一个事务
- Sess 1 查询发现有记录(其他会话插入),开启一个事务,执行FOR UPDATE
- Sess 2 执行表B 的update操作
- Sess 1 执行表A 的update 操作
- …
那么如何避免这种典型的死锁呢?
- 修改业务逻辑,在第一次查询A表的时候,如果查到记录,可以传个FLAG,到事务中,那么事务中就执行执行插入操作,如果已经存在记录,就报错
- 修改SQL执行顺序,那么首先 A表 for update,然后更新A表,再更新B表,整个执行逻辑总是A表现操作,在操作B表,不会形成因为执行顺序不相同的死锁
四、小结
死锁的分析,一定要结合业务执行过程,否则凭空想象猜测,脑细胞要不够用哈哈。。