线上出现死锁怎么解决？
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2021-04-13 12:02
为什么要学习锁机制
锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。
因为数据也是一种供许多用户共享的资源，如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素，所以进一步学习MySQL，就需要去了解它的锁机制。
本文主要记录学习了 MyISAM 和 InnoDB 这两个存储引擎，而且更加关注的是 InnoDB（因为经常用😁）
MySQL锁概述：
相对其他数据库而言，MySQL 的锁机制比较简单，其最显著的特点是不同的存储引擎支持不同的锁机制。比如，MyISAM和MEMORY存储引擎采用的是表级锁（table-level locking）；BDB存储引擎采用的是页面锁（page-level locking），但也支持表级锁；InnoDB存储引擎既支持行级锁（row-level locking），也支持表级锁，但默认情况下是采用行级锁。MySQL这3种锁的特性可大致归纳如下。
开销、加锁速度、死锁、粒度、并发性能 ①：表级锁：开销小，加锁快；不会出现死锁；锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高,并发度最低。
②：行级锁：开销大，加锁慢；会出现死锁；锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低,并发度也最高。
③：页面锁：开销和加锁时间界于表锁和行锁之间；会出现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度一般。
从上述特点可见，很难笼统地说哪种锁更好，只能就具体应用的特点来说哪种锁更合适！仅从锁的角度来说：表级锁更适合于以查询为主，只有少量按索引条件更新数据的应用，如Web应用；而行级锁则更适合于有大量按索引条件并发更新少量不同数据，同时又有并发查询的应用，如一些在线事务处理（OLTP）系统。由于BDB已经被InnoDB取代，即将成为历史（所以现在基本都在使用InnoDB存储引擎）。
MyISAN存储引擎
MyISAM 存储引擎只支持表锁，这也是 MySQL 开始几个版本中唯一支持的锁类型。
MySQL表级锁
查询表锁争用情况
mysql> show status like 'table%';
+----------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+----------------------------+-------+
| Table_locks_immediate | 4 |
| Table_locks_waited | 0 |
| Table_open_cache_hits | 4 |
| Table_open_cache_misses | 8 |
| Table_open_cache_overflows | 0 |
+----------------------------+-------+
5 rows in set (0.00 sec)
如果 Table_locks_waited 的值比较高，则说明存在着较严重的表级锁争用情况。
MySQL的表级锁的两种模式
表共享读锁（Table Read Lock） 表独占写锁（Table Write Lock）
MySQL中的表锁兼容性：
| 请求锁模式 矩阵结果表示是否兼容 当前锁模式 | None | 读锁 | 写锁 |
|---|---|---|---|
| 读锁 | 是 | 是 | 否 |
| 写锁 | 是 | 否 | 否 |
也就是说，在MyISAM读模式下，不会阻塞其它用户的同一表读操作，但是会阻塞写操作；而在写模式下，会同时阻塞其它用户同一表的读写操作。
测试MyISAM的写锁模式
新建一个user表，引擎是MyISAM：
mysql> desc user;
+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+
| Field | Type | Null | Key | Default | Extra |
+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+
| id | int(11) | NO | PRI | NULL | auto_increment |
| name | varchar(20) | YES | | NULL | |
| age | int(3) | YES | | NULL | |
| address | varchar(60) | YES | | NULL | |
+---------+-------------+------+-----+---------+----------------+
4 rows in set (0.01 sec)
| session A | session B |
|---|---|
| 获得user表的锁锁定 mysql> lock table user write; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql>select * from user; Empty set (0.00 sec) mysql> insert into user(id, name, age, address) values(1, ‘test’, 18, ‘test address’); Query OK,1 row affected (0.02 sec) | |
| mysql> select * from user\G 被阻塞了，一直卡住在这，没有返回结果 | |
| mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) | 等待 |
| mysql> select from user\G *** name: test age: 18 address: test address 1 row in set (5 min 29.61 sec) |
可以看出，通过lock table user write将user表锁住后，其它用户进行对该表操作时，都会被阻塞。
测试MyISAM读锁
在用LOCK TABLES给表显式加表锁时，必须同时取得所有涉及到表的锁，并且MySQL不支持锁升级。也就是说，在执行LOCK TABLES后，只能访问显式加锁的这些表，不能访问未加锁的表；同时，如果加的是读锁，那么只能执行查询操作，而不能执行更新操作。其实，在自动加锁的情况下也基本如此，MyISAM总是一次获得SQL语句所需要的全部锁。这也正是MyISAM表不会出现死锁（Deadlock Free）的原因。
| session A | session B |
|---|---|
| 获得user表的读锁定 mysql> lock table user read; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) | |
| mysql> select * from user where id = 1 \G 中从查询速度中可以看出，sessionB并没有被阻塞 1 row in set (0.00 sec) | |
由于没有获取order表的读锁定，所以不能查询order表 mysql> select * from order; ERROR 1100 (HY000): Table ‘order’ was not locked with LOCK TABLES | 但是session B可以访问oder表，不阻塞 mysql> select * from order; Empty set (0.00 sec) |
| 获得读锁定时，不能进行写操作 mysql> update user set name = ‘wahaha’ where id = 1; ERROR 1099 (HY000): Table ‘user’ was locked with a READ lock and can’t be updated | 其它session进行更新操作时，会被阻塞 mysql> update user set name = ‘wahaha’ where id = 1; 等待ing |
| 释放锁 mysql> unlock tables; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) | 等待 |
| mysql> update user set name = ‘wahaha’ where id = 1; Query OK, 1 row affected (1 min 6.43 sec) |
MyISAM支持并发插入
MyISAM表的读和写是串行的，但这是就总体而言的。在一定条件下，MyISAM表也支持查询和插入操作的并发进行。MyISAM存储引擎有一个系统变量concurrent_insert，专门用以控制其并发插入的行为，其值分别可以为0、1或2。
当concurrent_insert设置为0时，不允许并发插入。 当concurrent_insert设置为1时，如果MyISAM表中没有空洞（即表的中间没有被删除的行），MyISAM允许在一个进程读表的同时，另一个进程从表尾插入记录。这也是MySQL的默认设置。 当concurrent_insert设置为2时，无论MyISAM表中有没有空洞，都允许在表尾并发插入记录。
MyISAM的锁调度
MyISAM存储引擎的读锁和写锁是互斥的，读写操作是串行的。但它认为写锁的优先级比读锁高，所以即使读请求先到锁等待队列，写请求后到，写锁也会插到读锁请求之前！这也正是MyISAM表不太适合于有大量更新操作和查询操作应用的原因，因为，大量的更新操作会造成查询操作很难获得读锁，从而可能永远阻塞。可以通过一些设置来调节MyISAM的调度行为。
通过指定启动参数low-priority-updates，使MyISAM引擎默认给予读请求以优先的权利。 通过执行命令SET LOW_PRIORITY_UPDATES=1，使该连接发出的更新请求优先级降低。 通过指定INSERT、UPDATE、DELETE语句的LOW_PRIORITY属性，降低该语句的优先级。
虽然上面3种方法都是要么更新优先，要么查询优先的方法，但还是可以用其来解决查询相对重要的应用（如用户登录系统）中，读锁等待严重的问题。另外，MySQL也提供了一种折中的办法来调节读写冲突，即给系统参数max_write_lock_count设置一个合适的值，当一个表的读锁达到这个值后，MySQL就暂时将写请求的优先级降低，给读进程一定获得锁的机会。上面已经讨论了写优先调度机制带来的问题和解决办法。这里还要强调一点：一些需要长时间运行的查询操作，也会使写进程“饿死”！因此，应用中应尽量避免出现长时间运行的查询操作，不要总想用一条SELECT语句来解决问题，因为这种看似巧妙的SQL语句，往往比较复杂，执行时间较长，在可能的情况下可以通过使用中间表等措施对SQL语句做一定的“分解”，使每一步查询都能在较短时间完成，从而减少锁冲突。如果复杂查询不可避免，应尽量安排在数据库空闲时段执行，比如一些定期统计可以安排在夜间执行。
InnoDB
InnoDB与MyISAM的最大不同有两点：一是支持事务（TRANSACTION）；二是采用了行级锁。行级锁与表级锁本来就有许多不同之处，另外，事务的引入也带来了一些新问题。
事务概念
学习Spring的时候，一般通过注解@Transitional就能启动spring的事务管理，在MySQL中也同样支持事务的四个原则ACID：
A(Atomicity)原子性: 事务是一个原子操作单元，其对数据的修改，要么全都执行，要么全都不执行。 C(Consistent)一致性： 在事务开始和完成时，数据都必须保持一致状态。这意味着所有相关的数据规则都必须应用于事务的修改，以保持数据的完整性；事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）也都必须是正确的。 I(Isolation)隔离性： 数据库系统提供一定的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的“独立”环境执行。这意味着事务处理过程中的中间状态对外部是不可见的，反之亦然。 D(Durable)持久性： 事务完成之后，它对于数据的修改是永久性的，即使出现系统故障也能够保持。
并发事务处理带来的问题
相对于串行处理来说，并发事务处理能大大增加数据库资源的利用率，提高数据库系统的事务吞吐量，从而可以支持更多的用户。但并发事务处理也会带来一些问题，主要包括以下几种情况。
更新丢失（Last update）：A和B同时对一行数据进行处理，A修改后进行保存，然后B修改后进行保存，这样A的更新被覆盖了，相当于发生丢失更新的问题。所以可以在A事务未结束前，B不能访问该记录，这样就能避免更新丢失的问题。 脏读（Dirty Reads）：A事务在对一条记录做修改，但还未提交，这条记录处于不一致的状态；这时，B事务也来读同一条记录，这时如果没有加控制，B读了未修改前的数据，并根据该数据进行进一步处理，就会产生未提交的数据依赖关系。这种现象叫做“脏读” 不可重复读（Non-Repeatable Reads）：B事务在读取某些数据后的某个时间，再次读取以前读过的数据，却发现其读出的数据已经发生了改变（被更新或者删除了，例如A事务修改了）。这种现象叫做“不可重复读”。 幻读（Phantom Reads)：A事务按照相同查询条件，重新读取之前检索过得内容，却发现其它事务插入或修改其查询条件的新数据，这种现象就叫”幻读“。
事务的隔离级别
数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大，因为事务隔离实质上就是使事务在一定程度上 “串行化”进行，这显然与“并发”是矛盾的。同时，不同的应用对读一致性和事务隔离程度的要求也是不同的，比如许多应用对“不可重复读”和“幻读”并不敏感，可能更关心数据并发访问的能力。
4种隔离级别比较
| 读数据一致性及允许的并发副作用 隔离级别 | 读数据一致性 | 脏读 | 不可重复读 | 幻读 |
|---|---|---|---|---|
| 未提交读（Read uncommitted) | 最低级别，只能保证不读取 物理上损害的数据 | 是 | 是 | 是 |
| 已提交读（Read committed） | 语句级 | 否 | 是 | 是 |
| 可重复读（Repeatable read） | 事务级 | 否 | 否 | 是 |
| 可序列化（Serializable） | 最高级别，事务级 | 否 | 否 | 否 |
获取InnoDB行锁争用情况
检查InnoDB_row_lock状态变量来分析：
mysql> show status like 'InnoDB_row_lock%';
+-------------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+-------------------------------+-------+
| Innodb_row_lock_current_waits | 0 |
| Innodb_row_lock_time | 0 |
| Innodb_row_lock_time_avg | 0 |
| Innodb_row_lock_time_max | 0 |
| Innodb_row_lock_waits | 0 |
+-------------------------------+-------+
5 rows in set (0.00 sec)
如果InnoDB_row_lock_waits和InnoDB_row_lock_time_avg的值比较高，表示锁争用情况比较严重。
InnoDB的行锁模式以及加锁方法
InnoDB实现了一下两种类型的行锁：
共享锁(S)：允许一个事务去多一行，阻止其它事务获得相同数据集的排他锁。 排他锁(X): 允许获得排他锁的事务更新数据，阻止其它事务获得相同数据集的共享锁和排他写锁。
另外，为了允许行锁和表锁共存，实现多粒度锁机制，InnoDB还有两种内部使用的意向锁（Intention Locks），这两种意向锁都是表锁。（感觉与MyISAM的表锁机制类似）
意向共享锁（IS）：事务打算给数据行加行共享锁，事务在给一个数据行加共享锁前必须先取得该表的IS锁。 意向排他锁（IX）：事务打算给数据行加行排他锁，事务在给一个数据行加排他锁前必须先取得该表的IX锁。
InnoDB行锁模式兼容性列表:
| 请求锁模式 矩阵结果表示是否兼容 当前锁模式 | X | IX | S | IS |
|---|---|---|---|---|
| X | 冲突 | 冲突 | 冲突 | 冲突 |
| IX | 冲突 | 兼容 | 冲突 | 兼容 |
| S | 冲突 | 冲突 | 兼容 | 兼容 |
| IS | 冲突 | 兼容 | 兼容 | 兼容 |
如果一个事务请求的锁模式与当前的锁兼容，InnoDB就将请求的锁授予该事务；反之，如果两者不兼容，该事务就要等待锁释放。意向锁是InnoDB自动加的；对于UPDATE、DELETE和INSERT语句，InnoDB会自动给设计数据集加排他锁（X）；对于普通的SELECT语句，InnoDB不会加锁。可以通过以下语句显示给记录集加共享锁或排他锁：
共享锁（S）：SELECT * FROM TABLE_NAME WHERE … LOCK IN SHARE MODE. 排他锁（X）：SELECT * FROM TABLE_NAME WHERE … FOR UPDATE.
用SELECT … IN SHARE MODE获得共享锁，主要用在需要数据依存关系时来确认某行记录是否存在，并确保没有人对这个记录进行UPDATE或者DELETE操作。但是如果当前事务也需要对该记录进行更新操作，则很有可能造成死锁，对于锁定行记录后需要进行更新操作的应用，应该使用SELECT… FOR UPDATE方式获得排他锁。
所以在使用共享锁模式下，查询完数据后不要进行更新操作，不然又可能会造成死锁；要更新数据，应该使用排他锁模式。
InnoDB行锁实现方式
InnoDB行锁是通过给索引上的索引项加锁来实现的，这一点MySQL与Oracle不同，后者是通过在数据块中对相应数据行加锁来实现的。InnoDB这种行锁实现特点意味着：只有通过索引条件检索数据，InnoDB才使用行级锁，否则，InnoDB将使用表锁！(这个问题遇到过，由于没加索引，行锁变表锁）
在不通过索引条件查询的时候，InnoDB确实使用的是表锁，而不是行锁。 由于MySQL的行锁是针对索引加的锁，不是针对记录加的锁，所以虽然是访问不同行的记录，但是如果是使用相同的索引键，是会出现锁冲突的。 当表有多个索引的时候，不同的事务可以使用不同的索引锁定不同的行，另外，不论是使用主键索引、唯一索引或普通索引，InnoDB都会使用行锁来对数据加锁。 即便在条件中使用了索引字段，但是否使用索引来检索数据是由MySQL通过判断不同执行计划的代价来决定的，如果MySQL认为全表扫描效率更高，比如对一些很小的表，它就不会使用索引，这种情况下InnoDB将使用表锁，而不是行锁。
可以通过explain执行计划查看是否真正使用了索引。
间隙锁（Next-key锁）
当我们用范围条件而不是相等条件检索数据，并请求共享或排他锁时，InnoDB会给符合条件的已有数据记录的索引项加锁；对于键值在条件范围内但并不存在的记录，叫做“间隙（GAP)”，InnoDB也会对这个“间隙”加锁，这种锁机制就是所谓的间隙锁（Next-Key锁）。
举个🌰：
假如emp表中只有101条记录，其id的值从1~101，下面的sql：select * from emp where id > 100 for update; 是范围条件查询，InnoDB不仅会对符合条件的id值为101的记录加锁，也会对id大于101（并不存在的值）的“间隙”加锁。
结论：
很显然，在使用范围条件检索并锁定记录时，InnoDB这种加锁机制会阻塞符合条件范围内键值的并发插入，这往往会造成严重的锁等待。因此，在实际应用开发中，尤其是并发插入比较多的应用，我们要尽量优化业务逻辑，尽量使用相等条件来访问更新数据，避免使用范围条件。
关于死锁（DeadLock)
上面知识点说过，MyISAM表锁是deadlock free的，这是因为MyISAM总是一次获得所需的全部锁，要么全部满足，要么等待，因此不会出现死锁。但在InnoDB中，除单个SQL组成的事务外，锁是逐步或得的，所以InnoDB发生死锁是可能的。
举个🌰：
| session A | session B |
|---|---|
| mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; … 做一些其他处理… | mysql> set autocommit = 0; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec) mysql> select * from table_2 where id=1 for update; … |
| select * from table_2 where id =1 for update; 因session_2已取得排他锁，等待 | 做一些其他处理… |
| mysql> select * from table_1 where where id=1 for update; 死锁 |
也就是我们死锁产生的条件，互相持有资源不释放，还有环形等待。
发生死锁后，InnoDB一般都能自动检测到，并使一个事务释放锁并回退，另一个事务获得锁，继续完成事务。但在涉及外部锁，或涉及表锁的情况下，InnoDB并不能完全自动检测到死锁，这需要通过设置锁等待超时参数 innodb_lock_wait_timeout来解决。需要说明的是，这个参数并不是只用来解决死锁问题，在并发访问比较高的情况下，如果大量事务因无法立即获得所需的锁而挂起，会占用大量计算机资源，造成严重性能问题，甚至拖跨数据库。我们通过设置合适的锁等待超时阈值，可以避免这种情况发生。
避免死锁的方法
在应用中，如果不同的程序会并发存取多个表，应尽量约定以相同的顺序来访问表，这样可以大大降低产生死锁的机会。在下面的例子中，由于两个session访问两个表的顺序不同，发生死锁的机会就非常高！但如果以相同的顺序来访问，死锁就可以避免。 在程序以批量方式处理数据的时候，如果事先对数据排序，保证每个线程按固定的顺序来处理记录，也可以大大降低出现死锁的可能。 在事务中，如果要更新记录，应该直接申请足够级别的锁，即排他锁，而不应先申请共享锁，更新时再申请排他锁，因为当用户申请排他锁时，其他事务可能又已经获得了相同记录的共享锁，从而造成锁冲突，甚至死锁。 在REPEATABLE-READ隔离级别下，如果两个线程同时对相同条件记录用SELECT…FOR UPDATE加排他锁，在没有符合该条件记录情况下，两个线程都会加锁成功。程序发现记录尚不存在，就试图插入一条新记录，如果两个线程都这么做，就会出现死锁。这种情况下，将隔离级别改成READ COMMITTED，就可避免问题。 当隔离级别为READ COMMITTED时，如果两个线程都先执行SELECT…FOR UPDATE，判断是否存在符合条件的记录，如果没有，就插入记录。此时，只有一个线程能插入成功，另一个线程会出现锁等待，当第1个线程提交后，第2个线程会因主键重出错，但虽然这个线程出错了，却会获得一个排他锁！这时如果有第3个线程又来申请排他锁，也会出现死锁。 对于这种情况，可以直接做插入操作，然后再捕获主键重异常，或者在遇到主键重错误时，总是执行ROLLBACK释放获得的排他锁