MySQL 核心模塊—揭秘死鎖案例分析插入意向鎖

作者：操盛春 2024-10-30 10:38:08

沒有其它事務在等待獲得這條記錄的鎖，事務 1 想要往這條記錄前面的間隙插入記錄，不需要等待獲得插入意向鎖，可以直接插入記錄。

1. 準備工作

創建測試表：

CREATE TABLE `t_deadlock_1` (
  `id` int NOT NULL AUTO_INCREMENT,
  `i1` int DEFAULT NULL,
  `i2` int DEFAULT NULL,
  PRIMARY KEY (`id`),
  KEY `idx_i1` (`i1`)
) ENGINE = InnoDB;

插入測試數據：

INSERT INTO `t_deadlock_1` (`id`, `i1`, `i2`)
VALUE (22, 2, 3), (23, 5, 4), (24, 6, 7);

把事務隔離級別設置為 REPEATABLE-READ（如已設置，忽略此步驟）：

SET transaction_isolation = 'REPEATABLE-READ';

-- 確認設置成功
SHOW VARIABLES like 'transaction_isolation';
+-----------------------+-----------------+
| Variable_name         | Value           |
+-----------------------+-----------------+
| transaction_isolation | REPEATABLE-READ |
+-----------------------+-----------------+

2. 加鎖情況

創建 2 個 MySQL 連接，開啟 2 個事務，執行以下 SQL：

-- session 1（事務 1）
BEGIN; DELETE FROM t_deadlock_1 WHERE `i1` = 5;

-- session 2（事務 2）
BEGIN; DELETE FROM t_deadlock_1 WHERE `i1` = 5;

在 session 1 中執行以下 select 語句查看加鎖情況：

select
  engine_transaction_id, object_name, index_name,
  lock_type, lock_mode, lock_status, lock_data
from performance_schema.data_locks
where object_name = 't_deadlock_1'
and lock_type = 'RECORD'\G

***************************[ 1. row ]***************************
engine_transaction_id | 250490
object_name           | t_deadlock_1
index_name            | idx_i1
lock_type             | RECORD
lock_mode             | X
lock_status           | WAITING
lock_data             | 5, 23
***************************[ 2. row ]***************************
engine_transaction_id | 250489
object_name           | t_deadlock_1
index_name            | idx_i1
lock_type             | RECORD
lock_mode             | X
lock_status           | GRANTED
lock_data             | 5, 23
***************************[ 3. row ]***************************
engine_transaction_id | 250489
object_name           | t_deadlock_1
index_name            | PRIMARY
lock_type             | RECORD
lock_mode             | X,REC_NOT_GAP
lock_status           | GRANTED
lock_data             | 23
***************************[ 4. row ]***************************
engine_transaction_id | 250489
object_name           | t_deadlock_1
index_name            | idx_i1
lock_type             | RECORD
lock_mode             | X,GAP
lock_status           | GRANTED
lock_data             | 6, 24

加鎖情況第 2 ~ 4 條，是事務 1 的加鎖情況。

事務 1 執行 delete 語句過程中，會先掃描需要刪除的記錄，并對掃描到的記錄加鎖。

掃描過程使用了二級索引 idx_i1，先定位到這個索引中 <i1 = 5, id = 23> 的記錄，加排他 Next-Key 鎖，對應加鎖情況第 2 條（2. row）。

回表查詢主鍵索引中 <id = 23> 的記錄，加排他普通記錄鎖，對應加鎖情況第 3 條（3. row）。

掃描到匹配 where 條件的第 1 條記錄之后，接著掃描下一條記錄，也就是二級索引 idx_i1 中 <i1 = 6, id = 24> 的記錄，加排他間隙鎖，對應加鎖情況第 4 條（4. row）。

因為這條記錄不匹配 where 條件，不需要回表查詢對應的主鍵索引記錄，所以沒有對主鍵索引中 <id = 24> 的記錄加鎖。

按照 <i1 = 5, id = 23> 的記錄加鎖情況，<i1 = 6, id = 24> 的記錄也應該加排他 Next-Key 鎖，但實際上只加了排他間隙鎖。

這是因為 InnoDB 對命中索引的等值查詢條件做了特殊處理。

可重復讀隔離級別默認會對掃描到的記錄加排他 Next-Key 鎖。如果 InnoDB 發現記錄不匹配命中索引的等值查詢條件，會改為對這條記錄加排他間隙鎖，避免鎖定不匹配的記錄本身，以縮小加鎖范圍。

加鎖情況第 1 條（1. row），是事務 2 的加鎖情況。

事務 2 執行 delete 語句過程中，也會先掃描需要刪除的記錄，并對掃描到的記錄加鎖。

掃描過程同樣使用了二級索引 idx_i1，先定位到這個索引中 <i1 = 5, id = 23> 的記錄，加排他 Next-Key 鎖。

但是，因為事務 1 先對這條記錄加了排他 Next-Key 鎖，事務 2 的加鎖操作被阻塞，進入鎖等待狀態。

介紹完事務 1 和事務 2 的加鎖情況，我們再在 session 1 中執行以下 insert 語句，插入一條記錄：

INSERT INTO t_deadlock_1 (`id`, `i1`, `i2`) VALUES (25, 2, 10);

結果就出現了死鎖，事務 2 被選擇成為死鎖受害事務，回滾了：

(1213, 'Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction')

3. 死鎖分析

為了找到死鎖原因，我們需要借助死鎖日志，可以在 session 1 或者 session 2 中執行以下 show 語句，查看最新的死鎖日志：

SHOW ENGINE InnoDB STATUS\G

------------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
2024-09-07 07:48:49 0x7000087c0000
*** TRANSACTION:
-- 事務 2
TRANSACTION 250490, ACTIVE 19 sec starting index read
...
DELETE FROM t_deadlock_1 WHERE `i1` = 5

*** HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250490 \
  lock_mode X waiting
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: \
  n_fields 2; compact format; info bits 32
 0: len 4; hex 80000005; asc     ;;
 1: len 4; hex 80000017; asc     ;;


*** WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250490 \
  lock_mode X waiting
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: \
  n_fields 2; compact format; info bits 32
 0: len 4; hex 80000005; asc     ;;
 1: len 4; hex 80000017; asc     ;;


*** TRANSACTION:
-- 事務 1
TRANSACTION 250489, ACTIVE 26 sec inserting
...
INSERT INTO t_deadlock_1 (`id`, `i1`, `i2`) VALUES (25, 2, 10)

*** HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250489 \
  lock_mode X
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: \
  n_fields 2; compact format; info bits 32
 0: len 4; hex 80000005; asc     ;;
 1: len 4; hex 80000017; asc     ;;


*** WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250489 \
  lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
Record lock, heap no 3 PHYSICAL RECORD: \
  n_fields 2; compact format; info bits 32
 0: len 4; hex 80000005; asc     ;;
 1: len 4; hex 80000017; asc     ;;

以上是從 SHOW ENGINE InnoDB STATUS 結果中摘出來的最新的死鎖日志。

為了方便手機上閱讀，我對格式做了一些調整，內容也有一點小小的修改，去掉了事務前面的編號。

從死鎖日志可以看到，事務 1（250489）和事務 2（250490）加鎖發生死鎖，都是因為二級索引 idx_i1 中的一條記錄：

/* i1 字段 */ 0: len 4; hex 80000005; asc     ;;
/* id 字段 */ 1: len 4; hex 80000017; asc     ;;

在《30. 死鎖日志詳解》這篇文章中，我們介紹過把死鎖日志中整數類型字段值轉換為整數的方法。

我們用這個方法，把上面死鎖日志中這條記錄的兩個字段值轉換為整數：

## i1 字段，輸出：5
echo $((0x80000005 ^ (1 << (4 * 8 - 1))))

## id 字段，輸出：23
echo $((0x80000017 ^ (1 << (4 * 8 - 1))))

從以上輸出可以看到，事務 1（250489）和事務 2（250490）加鎖發生死鎖，都是因為二級索引 idx_i1 中 <i1 = 5, id = 23> 的記錄。

*** TRANSACTION:
-- 事務 1
TRANSACTION 250489, ACTIVE 26 sec inserting
...
*** HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250489 \
  lock_mode X
...
*** WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250489 \
  lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting
...

上面是從死鎖日志中摘出來的一小段，從這段日志可以看到，事務 1（250489）持有 <i1 = 5, id = 23> 的記錄的排他 Next-Key 鎖，等待獲得這條記錄的插入意向鎖。

*** TRANSACTION:
-- 事務 2
TRANSACTION 250490, ACTIVE 19 sec starting index read
...
DELETE FROM t_deadlock_1 WHERE `i1` = 5

*** HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250490 \
  lock_mode X waiting
...
*** WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 232 page no 5 n bits 72 \
  index idx_i1 of table `test`.`t_deadlock_1` trx id 250490 \
  lock_mode X waiting
...

上面也是從死鎖日志中摘出來的一小段，從這段日志可以看到，事務 2（250490）的 HOLDS THE LOCK(S) 和 WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED 的記錄都處于 waiting 狀態。

這是因為事務 2（250490）在等待獲得事務 1（250489）持有的 <i1 = 5, id = 23> 的記錄的排他 Next-Key 鎖，又阻塞了事務 1（250489）對 <i1 = 5, id = 23> 的記錄加插入意向鎖。

既然事務 1（250489）已經持有 <i1 = 5, id = 23> 的記錄的排他 Next-Key 鎖，也就是既鎖定了這條記錄，又鎖定了它前面的間隙。

理論上來說，事務 1（250489）再對這條記錄加插入意向鎖，可以直接獲得鎖。

為什么會被事務 2（250490）阻塞呢？

如果事務 1（250489）因為持有這條記錄的排他 Next-Key 鎖，就可以直接獲得這條記錄的插入意向鎖。

獲得插入意向鎖之后，插入 <i1 = 2, id = 25> 的記錄到 <i1 = 5, id = 23> 的記錄前面。

新插入的記錄，會導致事務 1 和事務 2 原來對 <i1 = 5, id = 23> 的記錄加的鎖都需要拆分。

已經獲得的鎖，拆分是沒有問題的。

事務 2（250490）在等待獲得 <i1 = 5, id = 23> 的記錄的排他 Next-Key 鎖，也會拆分，得到兩個處于等待狀態的鎖。

然而，InnoDB 卻不允許一個事務同時有兩個處于等待狀態的鎖。

基于這個規則，雖然事務 1（250489）已經持有 <i1 = 5, id = 23> 的記錄的排他 Next-Key 鎖，但是因為事務 2（250490）在等待獲得這條記錄的排他 Next-Key 鎖，事務 1（250489）想要對這條記錄加插入意向鎖，也需要等待。

事務 1（250489）和事務 2（250490）相互等待，就形成了死鎖，過程如下：

事務 1 持有鎖。
事務 2 等待獲得事務 1 持有的鎖。
事務 1 等待事務 2 獲得并釋放鎖之后，才能獲得插入意向鎖。

4. 總結

如果事務 1 已經對某條記錄加了排他 Next-Key 鎖：

沒有其它事務在等待獲得這條記錄的鎖，事務 1 想要往這條記錄前面的間隙插入記錄，不需要等待獲得插入意向鎖，可以直接插入記錄。
其它事務在等待獲得這條記錄的鎖，事務 1 想要往這條記錄前面的間隙插入記錄，需要等待其它事務獲得并釋放鎖之后，事務 1 才能獲得插入意向鎖，然后才能往這個間隙插入記錄。

責任編輯：武曉燕來源：愛可生開源社區

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