破局 MySQL 死锁：深入理解锁机制与高效解决方案

news2025/3/22 21:17:12

死锁的原理

1. 什么是死锁？

当 多个事务 在并发执行时，每个事务都 持有其他事务需要的锁，同时又在 等待对方释放锁，导致所有事务都无法继续执行的状态，称为 死锁（Deadlock）。

2. 死锁的四个必要条件

  • 互斥条件：资源（如某行数据）一次只能被一个事务独占。

  • 请求与保持条件：事务在持有某些锁的同时，请求新的锁。

  • 不剥夺条件：事务已获得的锁不能被强制剥夺。

  • 循环等待条件：事务之间形成 环形等待链，如事务A等待事务B，事务B又等待事务A。

MySQL 中死锁的常见场景

1. 场景1：交叉更新不同顺序

-- 事务1：先更新表A，再更新表B
BEGIN;
UPDATE table_a SET col = 1 WHERE id = 1;
UPDATE table_b SET col = 2 WHERE id = 2;
COMMIT;

-- 事务2：先更新表B，再更新表A
BEGIN;
UPDATE table_b SET col = 3 WHERE id = 2;
UPDATE table_a SET col = 4 WHERE id = 1;
COMMIT;

  • 事务1持有table_a.id=1的锁，请求table_b.id=2的锁。

  • 事务2持有table_b.id=2的锁，请求table_a.id=1的锁。

  • 形成循环等待，触发死锁。

2. 场景2：索引缺失导致全表锁

当 SQL 语句的 WHERE 条件字段无索引 时，InnoDB 引擎无法通过索引快速定位目标行，必须通过 全表扫描 逐行检查数据。在此过程中，InnoDB 会对 所有扫描到的行加锁（具体锁类型由隔离级别决定）。这种机制会导致以下问题：

锁范围扩大：即使实际需要修改的行很少，也可能因全表扫描锁定大量无关行。

间隙锁扩散：在可重复读（REPEATABLE READ）隔离级别下，InnoDB 会为全表扫描的行加上 间隙锁，锁定整个表的间隙。

锁冲突概率激增：多个事务并发执行全表扫描操作时，可能因锁竞争导致死锁。

场景示例

假设有一张 users 表，存储用户信息，其中 age 字段无索引：

CREATE TABLE users (
    id INT PRIMARY KEY,
    name VARCHAR(50),
    age INT,          -- 无索引
    status VARCHAR(20)
);

两个事务并发执行以下操作：

-- 事务1：更新年龄大于30的用户状态
BEGIN;
UPDATE users SET status = 'inactive' WHERE age > 30;  -- age字段无索引

-- 事务2：更新年龄小于20的用户状态
BEGIN;
UPDATE users SET status = 'active' WHERE age < 20;    -- age字段无索引

锁行为分析

事务1 执行 UPDATE 时，由于 age 无索引，InnoDB 必须 全表扫描，对所有扫描到的行加锁：

  • 若隔离级别为 可重复读（REPEATABLE READ），会加 Next-Key 锁（记录锁 + 间隙锁），锁定全表所有行及其间隙。
  • 若隔离级别为 读已提交（READ COMMITTED），仅加 记录锁，但全表扫描仍可能锁定大量行。

事务2 同样执行全表扫描，尝试锁定符合条件的行。若两事务锁定的行存在 交叉或重叠，可能导致相互等待，最终触发死锁。

3. 场景3：间隙锁（Gap Lock）冲突

隔离级别为可重复读（REPEATABLE READ） 时，InnoDB 会使用 间隙锁（锁定一个范围）。

例如：SELECT * FROM users WHERE id > 100 FOR UPDATE; 会锁定 id > 100 的所有间隙。

两个事务锁定不同的间隙范围时，可能因间隙交叉导致死锁。

 分析死锁

1. 查看死锁日志

执行以下命令获取死锁信息：

SHOW ENGINE INNODB STATUS;

在输出中查找 LATEST DETECTED DEADLOCK 部分，关键信息包括：

  • 涉及的事务：事务ID、执行的SQL语句。

  • 持有的锁：事务当前持有的锁类型（行锁、间隙锁等）。

  • 等待的锁：事务正在请求的锁。

2. 示例日志分析

LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
2023-10-01 10:00:00 0x7f8e12345600
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 1001, ACTIVE 2 sec updating
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s)
MySQL thread id 1, OS thread handle 123456, query id 100 localhost root
UPDATE table_b SET col = 3 WHERE id = 2;

*** (1) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 10 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `test`.`table_b` 
trx id 1001 lock_mode X locks rec but not gap

*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 10 page no 4 n bits 72 index PRIMARY of table `test`.`table_a` 
trx id 1001 lock_mode X locks rec but not gap waiting

*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 1002, ACTIVE 1 sec updating
mysql tables in use 1, locked 1
3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s)
MySQL thread id 2, OS thread handle 123457, query id 101 localhost root
UPDATE table_a SET col = 4 WHERE id = 1;

*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 10 page no 4 n bits 72 index PRIMARY of table `test`.`table_a` 
trx id 1002 lock_mode X locks rec but not gap

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 10 page no 3 n bits 72 index PRIMARY of table `test`.`table_b` 
trx id 1002 lock_mode X locks rec but not gap waiting

  • 务1 持有 table_b.id=2 的锁，等待 table_a.id=1 的锁。

  • 事务2 持有 table_a.id=1 的锁，等待 table_b.id=2 的锁。

  • 结论：典型的交叉更新死锁。

解决死锁

1. 统一资源访问顺序

  • 核心思想：所有事务按固定顺序访问资源（如先操作表A，再操作表B）。

  • 示例：修改事务2的更新顺序：

-- 事务2调整为先更新表A，再更新表B
BEGIN;
UPDATE table_a SET col = 4 WHERE id = 1;
UPDATE table_b SET col = 3 WHERE id = 2;
COMMIT;

2.优化索引

  • 避免全表扫描：为 WHERE 条件字段添加索引。

ALTER TABLE users ADD INDEX idx_age (age);

优化后，UPDATE users SET name = 'Tom' WHERE age = 20; 只会锁定符合条件的行，而非全表。

3. 缩短事务时间

  • 尽早提交事务：减少锁的持有时间。

  • 避免长事务：不在事务中执行耗时操作（如文件IO、网络请求）。

4. 调整隔离级别

  • 降低隔离级别：将隔离级别从 REPEATABLE READ 改为 READ COMMITTED，减少间隙锁的使用。

SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

5.锁定读（FOR UPDATE）

  • 提前获取锁：在事务开始时锁定所有需要的资源。

  • 示例：

BEGIN;
SELECT * FROM table_a WHERE id = 1 FOR UPDATE; -- 提前锁定行
UPDATE table_a SET col = 1 WHERE id = 1;
COMMIT;

6.使用锁超时

  • 设置 innodb_lock_wait_timeout（默认50秒），强制终止长时间等待锁的事务：

SET GLOBAL innodb_lock_wait_timeout = 30; -- 设置为30秒

补充

Mysql锁

一、锁的分类

1. 按锁的粒度划分

  • 全局锁：锁定整个数据库实例，用于全库备份。

  • 表级锁：锁定整张表，MyISAM 默认使用。

  • 行级锁：锁定表中的特定行，InnoDB 支持。

2. 按锁的兼容性划分

  • 共享锁（S锁）：允许读，阻止写。

    SELECT * FROM table WHERE id = 1 LOCK IN SHARE MODE;

  • 排他锁（X锁）：阻止读和写。

    SELECT * FROM table WHERE id = 1 FOR UPDATE;
3. 按锁的实现方式划分

  • 悲观锁：默认认为并发冲突会发生，先加锁再操作。

  • 乐观锁：假设冲突较少，通过版本号（如CAS）控制。

二、InnoDB 的行级锁类型

1. 记录锁（Record Locks）

  • 作用：锁定索引中的一行记录。

  • 场景：精确匹配索引的查询。

UPDATE users SET name = 'Tom' WHERE id = 1; -- 锁定 id=1 的行
2.间隙锁（Gap Locks）

  • 作用：锁定索引记录之间的间隙（范围，不包含记录本身）。

  • 场景：防止其他事务插入数据（解决幻读）。

SELECT * FROM users WHERE age > 20 FOR UPDATE; -- 锁定 age > 20 的间隙
3.临键锁（Next-Key Locks）

  • 作用：记录锁 + 间隙锁，锁定一个左开右闭的区间。

  • 场景：可重复读（REPEATABLE READ）下的默认锁机制。

SELECT * FROM users WHERE id BETWEEN 5 AND 10 FOR UPDATE; -- 锁定 (5,10]
4.插入意向锁（Insert Intention Locks）

  • 作用：标记一个间隙，表示事务准备在此插入数据。

  • 场景：插入新数据前触发，与间隙锁互斥。

INSERT INTO users (id, name) VALUES (6, 'Jerry'); -- 对 id=6 的间隙加插入意向锁

三、锁的兼容性

锁类型记录锁（X）间隙锁（Gap）临键锁（Next-Key）插入意向锁
记录锁（X）冲突冲突冲突冲突
间隙锁（Gap）兼容兼容冲突冲突
临键锁（Next-Key）冲突冲突冲突冲突
插入意向锁兼容冲突冲突兼容

四、不同隔离级别的锁行为

隔离级别脏读不可重复读幻读锁机制
READ UNCOMMITTED允许允许允许不加锁（仅快照读）
READ COMMITTED禁止允许允许仅记录锁，无间隙锁
REPEATABLE READ禁止禁止禁止记录锁 + 间隙锁（Next-Key Locks）
SERIALIZABLE禁止禁止禁止所有操作加锁，强制串行执行

当前读和快照读

当前读

当前读是指直接读取数据库中最新的已提交数据版本，并且会对读取的数据加锁（如行锁、间隙锁等），确保在事务结束前其他事务无法修改这些数据。 当前读（如 SELECT ... FOR UPDATE、UPDATE、DELETE）会通过 间隙锁（Gap Lock） 或 临键锁（Next-Key Lock） 锁定查询的范围，阻止其他事务在该范围内插入新数据。

触发场景：

SELECT ... FOR UPDATE、SELECT ... LOCK IN SHARE MODE

特性LOCK IN SHARE MODEFOR UPDATE
锁类型共享锁（S Lock）排他锁（X Lock）
其他事务能否加 S 锁✅ 是❌ 否
其他事务能否加 X 锁❌ 否❌ 否
典型用途保护数据不被修改，但允许并发读保护数据不被读或写，准备后续修改

解决的问题：

  • 解决的问题：

    • 避免丢失更新（Lost Update）：
      通过加锁保证事务在修改数据时，其他事务无法同时修改同一数据。

    • 保证数据强一致性：
      确保事务中读取的是最新的数据版本。

    • 解决幻读

 快照读

快照读是基于 MVCC（多版本并发控制）机制读取数据的某个历史版本（通常是事务开始时的数据快照），不会对数据加锁。

触发场景：

普通 SELECT 语句（在 READ COMMITTED 或 REPEATABLE READ 隔离级别下）

解决问题：

  • 高并发读性能：
    通过 MVCC 避免读-写冲突，读操作不会阻塞写操作。

  • 一致性视图：
    在 REPEATABLE READ 隔离级别下，事务内的多次读取会基于同一个快照，保证可重复读

特性当前读快照读
数据版本最新已提交数据历史快照数据（基于事务开始时间点）
加锁加锁（行锁、间隙锁等）不加锁
触发语句SELECT ... FOR UPDATE、UPDATE、DELETE普通 SELECT
隔离级别所有隔离级别依赖隔离级别（RC 或 RR）
一致性强一致性（最新数据）最终一致性（历史数据）

 

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