今天来跟大家谈谈MySQL死锁相关的问题。。。。

MySQL死锁了怎么办（死锁的产生及解决方案）？

1、 死锁与产生死锁的四个必要条件

1.1 什么是死锁

死锁是指2+的进程在执行过程中，由于竞争资源或者由于彼此通信而造成的一种阻塞的现象，若无外力作用，它们都将无法推进下去。此时称系统处于死锁状态或系统产生了死锁，这些永远在互相等待的进程称为死锁进程。

1.2 死锁产生的4个必要条件

虽然进程在运行过程中，可能发生死锁，但死锁的发生也必须具备一定的条件，死锁的发生必须具备以下四个必要条件：

1）互斥条件： 指进程对所分配到的资源进行排它性使用，即在一段时间内某资源只由一个进程占用。如果此时还有其它进程请求资源，则请求者只能等待，直至占有资源的进程用毕释放。

2）请求和保持条件： 指进程已经保持至少一个资源，但又提出了新的资源请求，而该资源已被其它进程占有，此时请求进程阻塞，但又对自己已获得的其它资源保持不放。

3）不剥夺条件： 指进程已获得的资源，在未使用完之前，不能被剥夺，只能在使用完时由自己释放。

4）环路等待条件： 指在发生死锁时，必然存在一个进程——资源的环形链，即进程集合{P0，P1，P2，···，Pn}中的P0正在等待一个P1占用的资源；P1正在等待P2占用的资源，……，Pn正在等待已被P0占用的资源。

我们强调所有四个条件必须同时成立才会出现死锁。环路等待条件意味着占有并等待条件，这样四个条件并不完全独立。

死锁的关键在于：2+ 的 session 加锁的顺序不一致。

那么对应的解决死锁问题的关键就是：让不同的 session 加锁有次序。

2、死锁案例

2.1 表锁死锁

产生原因：
用户A访问表A（锁住了表A），然后又访问表B；另一个用户B访问表B（锁住了表B），然后企图访问表A；这时用户A由于用户B已经锁住表B，它必须等待用户B释放表B才能继续，同样用户B要等用户A释放表A才能继续，这就死锁就产生了。

用户A–》A表（表锁）–》B表（表锁）
用户B–》B表（表锁）–》A表（表锁）

解决方案：
这种死锁比较常见，是由于程序的 BUG 产生的，除了调整的程序的逻辑没有其它的办法。仔细分析程序的逻辑，对于数据库的多表操作时，尽量按照相同的顺序进行处理，尽量避免同时锁定两个资源，如操作A和B两张表时，总是按先A后B的顺序处理， 必须同时锁定两个资源时，要保证在任何时刻都应该按照相同的顺序来锁定资源。

2.2 行锁死锁

产生原因1：
如果在事务中执行了一条没有索引条件的查询，引发全表扫描，把行级锁上升为全表记录锁定（等价于表级锁），多个这样的事务执行后，就很容易产生死锁和阻塞，最终应用系统会越来越慢，发生阻塞或死锁。

解决方案1：
SQL 语句中不要使用太复杂的关联多表的查询；使用 explain “执行计划"对 SQL 语句进行分析，对于有全表扫描和全表锁定的 SQL 语句，建立相应的索引进行优化。

产生原因2：
两个事务分别想拿到对方持有的锁，互相等待，于是产生死锁。

解决方案2：

（1）在同一个事务中，尽可能做到一次锁定所需要的所有资源；
（2）按照 id 对资源排序，然后按顺序进行处理。

2.3 共享锁转换为排他锁

产生原因：
事务A 查询一条纪录，然后更新该条纪录；此时事务B 也更新该条纪录，这时事务B 的排他锁由于事务A 有共享锁，必须等A 释放共享锁后才可以获取，只能排队等待。事务A 再执行更新操作时，此处发生死锁，因为事务A 需要排他锁来做更新操作。但是，无法授予该锁请求，因为事务B 已经有一个排他锁请求，并且正在等待事务A 释放其共享锁。

事务A:

-- 共享锁,1
select * from dept where deptno=1 lock in share mode;
-- 排他锁,3
update dept set dname='java' where deptno=1;

事务B:

-- 由于1有共享锁，没法获取排他锁，需等待，2
update dept set dname='Java' where deptno=1;

解决方案：

（1）对于按钮等控件，点击立刻失效，不让用户重复点击，避免引发同时对同一条记录多次操作；

（2）使用乐观锁进行控制。乐观锁机制避免了长事务中的数据库加锁开销，大大提升了大并发量下的系统性能。需要注意的是，由于乐观锁机制是在我们的系统中实现，来自外部系统的用户更新操作不受我们系统的控制，因此可能会造成脏数据被更新到数据库中。

3、死锁排查

MySQL 提供了几个与锁有关的参数和命令，可以辅助我们优化锁操作，减少死锁发生。

查看死锁日志：
通过 show engine innodb status \G 命令查看近期死锁日志信息，主要关注日志中的 LATEST DETECTED DEADLOCK 部分;

使用方法：

（1）查看近期死锁日志信息；
（2）使用 explain 查看下 SQL 执行计划。

查看锁状态变量
通过 show status like ‘innodb_row_lock%’ 命令检查状态变量，分析系统中的行锁的争夺情况

Innodb_row_lock_current_waits：当前正在等待锁的数量
Innodb_row_lock_time：从系统启动到现在锁定总时间长度
Innodb_row_lock_time_avg： 每次等待锁的平均时间
Innodb_row_lock_time_max：从系统启动到现在等待最长的一次锁的时间
Innodb_row_lock_waits：系统启动后到现在总共等待的次数
如果等待次数高，而且每次等待时间长，需要分析系统中为什么会有如此多的等待，然后着手定制优化。

4、 如何避免死锁

• 事务尽可能小，不要将复杂逻辑放进一个事务里。
• 涉及多行记录时，约定不同事务以相同顺序访问。
• 业务中要及时提交或者回滚事务，可减少死锁产生的概率。
• 表要有合适的索引。
• 可尝试将隔离级别改为 RC 。

5、死锁的排查

通过 show engine innodb status \G 命令查看近期死锁日志信息，主要关注日志中的 LATEST DETECTED DEADLOCK 部分：

-----------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
2020-xx-xx 21:09:05 7f9b22008700
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 4219870943, ACTIVE 0 sec fetching rows
mysql tables in use 3, locked 3
LOCK WAIT 10 lock struct(s), heap size 2936, 3 row lock(s)
MySQL thread id 301903552, OS thread handle 0x7f9b21a7b700, query id 5373393954 10.101.22.135 root updating
update store
set update_time = now(), store = store-1
where sku_code='5468754' and ws_code = 'NO_001' and (store-1) >= 0
*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 3331 page no 16 n bits 904 index `idx_wscode` of table `store` trx id 4219870943 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 415 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
0: len 5; hex 5730303735; asc NO_001;;
1: len 8; hex 00000000000025a7; asc % ;;
*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 4219870941, ACTIVE 0 sec fetching rows, thread declared inside InnoDB 1
mysql tables in use 3, locked 3
9 lock struct(s), heap size 2936, 4 row lock(s)
MySQL thread id 301939956, OS thread handle 0x7f9b22008700, query id 5373393941 10.101.22.135 root updating
update store
set update_time = now(), store = store-1
where sku_code='5655620' and ws_code = 'NO_001' and (store-1) >= 0
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 3331 page no 16 n bits 904 index `idx_wscode` of table `store` trx id 4219870941 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 415 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
0: len 5; hex 5730303735; asc NO_001;;
1: len 8; hex 00000000000025a7; asc % ;;
*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 3331 page no 7 n bits 328 index `PRIMARY` of table `store` trx id 4219870941 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 72 PHYSICAL RECORD: n_fields 9; compact format; info bits 0
0: len 8; hex 00000000000025a7; asc % ;;
1: len 6; hex 0000fb85fdf7; asc ;;
2: len 7; hex 1a00001d3b21d4; asc ;! ;;
3: len 7; hex 35343638373534; asc 5468754;;
4: len 5; hex 5730303735; asc NO_001;;
5: len 8; hex 8000000000018690; asc ;;
6: len 5; hex 99a76b2b97; asc k+ ;;
7: len 5; hex 99a7e35244; asc RD;;
8: len 1; hex 01; asc ;;

从上面日志可以看出，存在两个事务，分别在执行这两条sql时发生了死锁：

update store set update_time = now(), store = store-1 where sku_code='5468754' and ws_code = 'NO_001' and (store-1) >= 0;

update store set update_time = now(), store = store-1 where sku_code='5655620' and ws_code = 'NO_001' and (store-1) >= 0;

看一下实际数据：

就是说，这两个事务在更新同一张表的不同行时发生了死锁。在我们直观印象里，innodb使用的是行锁，不同的行锁之间应该是互不干扰的？那这是怎么一回事呢？

和我们想象的不同，InnoDB 既没有使用 idx_skucode 索引，也没有使用 idx_wscode 索引，而是使用了 index_merge。index_merge 和这两个索引是什么关系呢？

查询资料得知 index_merge 是 MySQL 5.1 后引入的一项索引合并优化技术，它允许对同一个表同时使用多个索引进行查询，并对多个索引的查询结果进行合并(取交集(intersect)、并集(union)等)后返回。

回到上面的 update 语句：where sku_code=‘5468754’ and ws_code = ‘NO_001’ ；如果没有 index_merge，要么走 idx_skucode 索引，要么走 idx_wscode 索引，不会出现两个索引一起使用的情况。而在使用 index_merge 技术后，会同时执行两个索引，分别查到结果后再进行合并(where条件是and，所以会做交集运算)。再结合第二部分对加锁机制(分步按记录加锁)的理解，是否隐约觉得两个索引的同时加锁是导致死锁的原因呢？

我们再深入死锁日志看一下，日志比较复杂，翻译过来大意如下：

事务一 4219870943 在执行update语句时，在等待索引idx_wscode上的行锁(编号space id 3331 page
no 16 n bits 904 )。
事务二 4219870941 在执行update语句时，已经持有idx_wscode上的行锁(编号space id 3331 page
no 16 n bits 904 )，从锁编号来看，就是事务一需要的锁。
事务二 4219870941 同时也在等待主键索引上的一把锁，这把锁谁在持有呢？从这行日志（3: len 7; hex 35343638373534; asc 5468754;;）可以看出，正是事务一要更新的那行记录，说明这把锁被事务一霸占着。
好了，死锁条件已经很清楚了：事务一在等待事务二持有的索引 idx_wscode 上的行锁(编号space id 3331 page no 16 n bits 904 )，而事务二同时也在等待事务一持有的主键索引(5468754)上的锁，大家互不相让，只能僵在那里死锁。

用一张图来说明一下这个情况：

上图描述的只是发生死锁的一条可能路径，实际上仔细梳理的话还有其他路径也会导致死锁，大家感兴趣可以自己探索。上图解释如下：

事务一(where sku_code=‘5468754’ and ws_code = ‘NO_001’)首先走idx_skucode索引，分别对二级索引和主键索引加锁成功(1-1和1-2)；

此时事务二开始执行( where sku_code=‘5655620’ and ws_code = ‘NO_001’)，首先也是走idx_skucode(左上)索引，因为和事务一所加锁的记录不冲突，所以也顺利加锁成功(2-1和2-2)；

事务二继续执行，这时走的是idx_wscode(右上)索引，先对二级索引加锁成功(2-3，此时事务一还没有开始在idx_wscode上加锁)，但是在对主键索引加索引时，发现id=9639的主键索引已经被事务一上锁，因此只能等待(2-4)，同时在2-4完成加锁前，对其他记录的加锁也会暂停(2-5和2-6，因为InnoDB是逐条记录加锁的，前一条未完成则后面的不会执行)；

此时事务一继续执行，这时走的是idx_wscode索引，但是加锁的时候发现(NO_001,9639)这条索引项已经被事务二上锁，所以也只能等待。同理，后面的1-4也无法执行。

到此就出现了“两个事务，反向加锁"导致的死锁现象。

6、 解决死锁

死锁的本质原因还是由加锁顺序不同所导致，本例中是由于Index Merge同时使用2个索引方向加锁所导致，解决方法也比较简单，就是消除因index merge带来的多个索引同时执行的情况。

1）利用 force index(idx_skucode) 强制走某个索引，这样 InnoDB 就会忽略index merge，避免多个索引同时加锁的情况。

2）禁用 Index Merge，这样 InnoDB 只会使用 idx_skucode 和 idx_wscode 中的一个，所有事物加锁顺序都一样，不会造成死锁。

用命令禁用Index Merge：

SET GLOBAL  optimizer_switch='index_merge=off, index_merge_union=off, index_merge_sort_union=off, index_merge_intersection=off';

重新登录终端后再看下执行计划：

3）既然Index Merge同时使用了2个独立索引，我们不妨新建一个包含这两个索引所有字段的联合索引，这样InnoDB就只会走这个单独的联合索引，这其实和禁用index merge是一个道理。

新增联合索引：

alter table store add index idx_skucode_wscode(sku_code, ws_code);

再看下执行计划，type = range 说明没有使用 index merge，另外 key = idx_skucode_wscode 说明走的是刚刚创建的联合索引：

4）最后推荐另外一种绕过 index merge 限制的方式。即去除死锁产生的条件，具体方法是先利用 idx_skucode 和 idx_wscode 查询到主键 id，再拿主键 id 进行 update 操作。这种方式避免了由 update 引入X锁，由于最终更新的条件是唯一固定的，所以不存在加锁顺序的问题，避免了死锁的产生。