Mysql实战笔记(十二)问题(11)

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用动态的观点看加锁

加锁规则:
原则 1:加锁的基本单位是 next-key lock。希望你还记得,next-key lock 是前开后闭区间。
原则 2:查找过程中访问到的对象才会加锁。
优化 1:索引上的等值查询,给唯一索引加锁的时候,next-key lock 退化为行锁。
优化 2:索引上的等值查询,向右遍历时且最后一个值不满足等值条件的时候,next-key lock 退化为间隙锁。
一个 bug:唯一索引上的范围查询会访问到不满足条件的第一个值为止。

以如下表作为例子:

CREATE TABLE `t` (  
	`id` int(11) NOT NULL, 
    `c` int(11) DEFAULT NULL, 
    `d` int(11) DEFAULT NULL,  
    PRIMARY KEY (`id`),  
    KEY `c` (`c`)
    ) ENGINE=InnoDB;
insert into t values(0,0,0),(5,5,5),(10,10,10),(15,15,15),(20,20,20),(25,25,25);
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不等号条件里的等值查询

等值查询和“遍历”有什么区别?为什么我们文章的例子里面,where 条件是不等号,这个过程里也有等值查询?我们一起来看下这个例子,分析一下这条查询语句的加锁范围:

begin;
select * from t where id>9 and id<12 order by id desc for update;
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利用上面的加锁规则,我们知道这个语句的加锁范围是主键索引上的 (0,5]、(5,10] 和 (10,15)。也就是说,id=15 这一行,并没有被加上行锁。为什么呢?

我们说加锁单位是 next-key lock,都是前开后闭区间,但是这里用到了优化 2,即索引上的等值查询,向右遍历的时候 id=15 不满足条件,所以 next-key lock 退化为了间隙锁(10, 15)。但是,我们的查询语句中 where 条件是大于号和小于号,这里的“等值查询”又是从哪里来的呢?要知道,加锁动作是发生在语句执行过程中的,所以你在分析加锁行为的时候,要从索引上的数据结构开始。这里,我再把这个过程拆解一下。如下图所示,是这个表的索引 id 的示意图。

  1. 首先这个查询语句的语义是 order by id desc,要拿到满足条件的所有行,优化器必须先找到“第一个 id<12 的值”。
  2. 这个过程是通过索引树的搜索过程得到的,在引擎内部,其实是要找到 id=12 的这个值,只是最终没找到,但找到了 (10,15) 这个间隙。3. 然后向左遍历,在遍历过程中,就不是等值查询了,会扫描到 id=5 这一行,所以会加一个 next-key lock (0,5]。

也就是说,在执行过程中,通过树搜索的方式定位记录的时候,用的是“等值查询”的方法。

等值查询的过程

下面这个语句的加锁范围是什么?

begin;
select id from t where c in(5,20,10) lock in share mode;
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这条查询语句里用的是 in,我们先来看这条语句的 explain 结果。 可以看到,这条 in 语句使用了索引 c 并且 rows=3,说明这三个值都是通过 B+ 树搜索定位的。在查找 c=5 的时候,先锁住了 (0,5]。但是因为 c 不是唯一索引,为了确认还有没有别的记录 c=5,就要向右遍历,找到 c=10 才确认没有了,这个过程满足优化 2,所以加了间隙锁 (5,10)。同样的,执行 c=10 这个逻辑的时候,加锁的范围是 (5,10] 和 (10,15);执行 c=20 这个逻辑的时候,加锁的范围是 (15,20] 和 (20,25)。

通过这个分析,我们可以知道,这条语句在索引 c 上加的三个记录锁的顺序是:先加 c=5的记录锁,再加 c=10 的记录锁,最后加 c=20 的记录锁。你可能会说,这个加锁范围,不就是从 (5,25) 中去掉 c=15 的行锁吗?为什么这么麻烦地分段说呢?因为我要跟你强调这个过程:这些锁是“在执行过程中一个一个加的”,而不是一次性加上去的。理解了这个加锁过程之后,我们就可以来分析下面例子中的死锁问题了。

如果同时有另外一个语句,是这么写的:

select id from t where c in(5,20,10) order by c desc for update;
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此时的加锁范围,又是什么呢?我们现在都知道间隙锁是不互锁的,但是这两条语句都会在索引 c 上的 c=5、10、20 这三行记录上加记录锁。这里你需要注意一下,由于语句里面是 order by c desc, 这三个记录锁的加锁顺序,是先锁 c=20,然后 c=10,最后是 c=5。也就是说,这两条语句要加锁相同的资源,但是加锁顺序相反。当这两条语句并发执行的时候,就可能出现死锁。关于死锁的信息,MySQL 只保留了最后一个死锁的现场,但这个现场还是不完备的。

怎么看死锁?

下图是在出现死锁后,执行 show engine innodb status 命令得到的部分输出。这个命令会输出很多信息,有一节 LATESTDETECTED DEADLOCK,就是记录的最后一次死锁信息。

我们来看看这图中的几个关键信息。

  1. 这个结果分成三部分:
    (1) TRANSACTION,是第一个事务的信息;
    (2) TRANSACTION,是第二个事务的信息;WE ROLL BACK TRANSACTION (1),是最终的处理结果,表示回滚了第一个事务。
  2. 第一个事务的信息中: WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED,表示的是这个事务在等待的锁信息;
    index c of table test.t,说明在等的是表 t 的索引 c 上面的锁;
    lock mode S waiting 表示这个语句要自己加一个读锁,当前的状态是等待中;
    Record lock 说明这是一个记录锁;
    n_fields 2 表示这个记录是两列,也就是字段 c 和主键字段 id;
    0: len 4; hex 0000000a;asc ;; 是第一个字段,也就是 c。值是十六进制 a,也就是10;
    1: len 4; hex 0000000a; asc ;; 是第二个字段,也就是主键 id,值也是 10;
    这两行里面的 asc 表示的是,接下来要打印出值里面的“可打印字符”,但 10 不是可打印字符,因此就显示空格。
    第一个事务信息就只显示出了等锁的状态,在等待 (c=10,id=10) 这一行的锁。
    当然你是知道的,既然出现死锁了,就表示这个事务也占有别的锁,但是没有显示出来。别着急,我们从第二个事务的信息中推导出来。
  3. 第二个事务显示的信息要多一些: "HOLDS THE LOCK(S)"用来显示这个事务持有哪些锁;
    index c of table test.t 表示锁是在表 t 的索引 c 上;
    hex 0000000a 和 hex 00000014 表示这个事务持有 c=10 和 c=20 这两个记录锁;
    WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED,表示在等 (c=5,id=5) 这个记录锁。

从上面这些信息中,我们就知道:

  1. “lock in share mode”的这条语句,持有 c=5 的记录锁,在等 c=10 的锁;
  2. “for update”这个语句,持有 c=20 和 c=10 的记录锁,在等 c=5 的记录锁。

因此导致了死锁。这里,我们可以得到两个结论:

  1. 由于锁是一个个加的,要避免死锁,对同一组资源,要按照尽量相同的顺序访问;
  2. 在发生死锁的时刻,for update 这条语句占有的资源更多,回滚成本更大,所以InnoDB 选择了回滚成本更小的 lock in share mode 语句,来回滚。

怎么看锁等待?

可以看到,由于 session A 并没有锁住 c=10 这个记录,所以 session B 删除 id=10 这一行是可以的。但是之后,session B 再想 insert id=10 这一行回去就不行了。现在我们一起看一下此时 show engine innodb status 的结果,看看能不能给我们一些提示。锁信息是在这个命令输出结果的 TRANSACTIONS 这一节。你可以在文稿中看到这张图片。 我们来看几个关键信息。

  1. index PRIMARY of table test.t ,表示这个语句被锁住是因为表 t 主键上的某个锁。
  2. lock_mode X locks gap before rec insert intention waiting 这里有几个信息:
  3. 那么这个 gap 是在哪个记录之前的呢?接下来的 0~4 这 5 行的内容就是这个记录的信息。
  4. n_fields 5 也表示了,这一个记录有 5 列:
    0: len 4; hex 0000000f; asc ;; 第一列是主键 id 字段,十六进制 f 就是 id=15。所以,这时我们就知道了,这个间隙就是 id=15 之前的,因为 id=10 已经不存在了,它表示的就是 (5,15)。
    1: len 6; hex 000000000513; asc ;; 第二列是长度为 6 字节的事务 id,表示最后修改这一行的是 trx id 为 1299 的事务。
    2: len 7; hex b0000001250134; asc % 4;; 第三列长度为 7 字节的回滚段信息。可以看到,这里的 acs 后面有显示内容 (% 和 4),这是因为刚好这个字节是可打印字符。后面两列是 c 和 d 的值,都是 15。

因此,我们就知道了,由于 delete 操作把 id=10 这一行删掉了,原来的两个间隙 (5,10)、(10,15)变成了一个 (5,15)。说到这里,你可以联合起来再思考一下这两个现象之间的关联:

  1. session A 执行完 select 语句后,什么都没做,但它加锁的范围突然“变大”了;
  2. 第 21 篇文章的课后思考题,当我们执行 select * from t where c>=15 and c<=20order by c desc lock in share mode; 向左扫描到 c=10 的时候,要把 (5, 10] 锁起来。

也就是说,所谓“间隙”,其实根本就是由“这个间隙右边的那个记录”定义的。

update 的例子

session A 的加锁范围是索引 c 上的 (5,10]、(10,15]、(15,20]、(20,25] 和 (25,supremum]。注意:根据 c>5 查到的第一个记录是 c=10,因此不会加 (0,5] 这个 next-key lock。

之后 session B 的第一个 update 语句,要把 c=5 改成 c=1,你可以理解为两步:

  1. 插入 (c=1, id=5) 这个记录;
  2. 删除 (c=5, id=5) 这个记录。

按照我们上一节说的,索引 c 上 (5,10) 间隙是由这个间隙右边的记录,也就是 c=10 定义的。所以通过这个操作,session A 的加锁范围变成了图 7 所示的样子: 好,接下来 session B 要执行 update t set c = 5 where c = 1 这个语句了,一样地可以拆成两步:

  1. 插入 (c=5, id=5) 这个记录;
  2. 删除 (c=1, id=5) 这个记录。

第一步试图在已经加了间隙锁的 (1,10) 中插入数据,所以就被堵住了。

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