InnoDB RR隔離級別下INSERT SELECT兩種死鎖案例剖析
作者:高鵬(重慶八怪)
校稿:葉師傅(部分內容有微調)
原文:http://blog.itpub.net/7728585/viewspace-2146183/
有網友遇到了在RR隔離級別下insert A select B where B.COL=** 發生死鎖的問題。分析死鎖日誌後,筆者模擬重現了2種可能引發死鎖的場景,本文中將進行詳細的描述。
幾個約定
-
本文使用版本Percona 5.7.14修改版,能夠打印出事務所有的行鎖資訊結構鏈(不包含隱含鎖);
-
本文中的測試均在RR隔離級別下完成的,RC不存在這樣的問題;
-
筆者對原始碼的理解有限,如有錯誤請指正;
-
本文使用了自制工具 innblock
-
innblock,http://pan.baidu.com/s/1qYnyVWo
-
bcview,http://pan.baidu.com/s/1num76RJ
感謝葉金榮老師對本文的稽核,筆者也曾是一名知數堂的學生
一、基本概念
在開始正文之前我打算介紹一下一些基本概念,特別是鎖模型和相容矩陣會對本文的閱讀有相當大的幫助。
1、 innodb lock模型
-
[LOCK_ORDINARY[next_key_lock]:] 原始碼定義:
#define LOCK_ORDINARY 0 /*!< this flag denotes an ordinary next-key lock in contrast to LOCK_GAP or LOCK_REC_NOT_GAP */
預設是LOCK_ORDINARY,即next-keylock,鎖住行及其前面的間隙。
-
[LOCK_GAP:] 原始碼定義:
#define LOCK_GAP 512 /*!< when this bit is set, it means that the lock holds only on the gap before the record; for instance, an x-lock on the gap does not give permission to modify the record on which the bit is set; locks of this type are created when records are removed from the index chain
間隙鎖,鎖住行以前的間隙,不鎖住本行。
-
[LOCK_REC_NOT_GAP:] 原始碼定義:
#define LOCK_REC_NOT_GAP 1024 /*!< this bit means that the lock is only on the index record and does NOT block inserts to the gap before the index record; this is used in the case when we retrieve a record with a unique key, and is also used in locking plain SELECTs (not part of UPDATE or DELETE) when the user has set the READ COMMITTED isolation level */
行鎖,鎖住行而不鎖住任何間隙。
-
[LOCK_INSERT_INTENTION:] 原始碼定義:
#define LOCK_INSERT_INTENTION 2048 /*!< this bit is set when we place a waiting gap type record lock request in order to let an insert of an index record to wait until there are no conflicting locks by other transactions on the gap; note that this flag remains set when the waiting lock is granted, or if the lock is inherited record */
插入意向鎖,如果插入的記錄在某個已經鎖定的間隙內為這個鎖。
2、 innodb lock相容矩陣
/* LOCK COMPATIBILITY MATRIX
* IS IX S X AI
* IS + + + - +
* IX + + - - +
* S + - + - -
* X - - - - -
* AI + + - - -
3、infimum和supremum
一個page中總是包含這兩個偽記錄。 頁中所有未刪除(或刪除但還未purged)的行邏輯上都連結到這兩個偽記錄之間,表現為一個邏輯連結串列資料結構,其中supremum偽記錄的鎖始終為next-key lock。
4、heap no
heap no儲存在fixed_extrasize 中。 heap no 為物理儲存填充的序號,頁的空閒空間掛載在page free連結串列中(頭插法),空閒heap可以重用,但是重用時heap no不變。如果一直是insert 則heap no 不斷增加。heap並不是按照ROWID(主鍵)排序的邏輯連結串列順序,而是物理填充順序。
5、n bits
和這個page相關的鎖點陣圖的大小,每一行記錄都有1 bit的點陣圖資訊與其對應,用來表示是否加鎖,並且始終預留64bit。 例如我的表有9條資料,外加infimum和supremum虛擬記錄,即 64+9+2 bits = 75bits,但它還必須被8整除(為了向上取整為一個位元組),最後結果也就是80 bits(8 bytes)。 注意:不管是否加鎖,每行都會對應1 bit。
6、lock struct
這是LOCK的記憶體結構體。原始碼中用lock_t表示,有2種
lock_table_t tab_lock;/*!< table lock */
lock_rec_t rec_lock;/*!< record lock */
一般來說,innodb表上鎖時都會對錶級加上IX,這佔用一個結構體。然後分別對二級索引和主鍵進行加鎖,每一個BLOCK會佔用這樣一個結構體。
7、row lock(s)
這個資訊描述了當前事務加鎖的行數,它是所有lock struct結構體中排除table lock以外所有加鎖記錄的總和,並且包含了infimum和supremum偽記錄。
8、逐步加鎖
細心的朋友應該會發現在show engine innodb status 輸出中,在對大量行進行加鎖時,事務資訊中的row lock會不斷的增加。這是因為加行鎖最終會呼叫 lock_rec_lock 逐行加鎖,這也會增加了大資料量加鎖的觸發死鎖的可能性。
二、INSERT SELECT中對SELECT表的加鎖模式
RR隔離級別下的 insert A select B where B.COL=**,會對B表中滿足條件的資料加鎖,但RC模式下B表記錄不會加任何innodb層的鎖。
具體表現如下:
-
如果B.COL是NON-UNIQUE SECONDARY KEY,並且是非覆蓋索引(執行計劃中沒有 using index)
-
B表 二級索引 對選中記錄加上 LOCK_S|LOCK_ORDINARY[next-key lock],並且對下一條記錄加上 LOCK_S|LOCK_GAP
-
B表 PRIMARY KEY 加上 LOCK_S|LOCK_REC_NOT_GAP
-
2. 如果B.COL是UNIQUE SECONDARY KEY,並且是非覆蓋索引
-
B表二級索引對選中記錄加上 LOCK_S|LOCK_REC_NOT_GAP
-
B表PRIMARY加上 LOCK_S|LOCK_REC_NOT_GAP
-
3. 如果B.COL沒有二級索引
-
對整個B表上的所有記錄加上 LOCK_S|LOCK_ORDINARY[next_key_lock]
-
三、INSERT SELECT中SELECT表的加鎖測試
我們分別對幾種情況進行測試,觀察鎖資訊:
3.1、B.COL是NON-UNIQUE SECONDARY KEY,並且是非覆蓋索引
測試環境準備:
mysql> create table t1(
id int primary key,
n1 varchar(20),
n2 varchar(20),
key(n1));
mysql> create table t2 like t1;
mysql> insert into t1 values(1,'gao1','gao'),(2,'gao1','gao'),
(3,'gao1','gao'),(4,'gao2','gao'),(5,'gao2','gao'),(6,'gao2','gao'),
(7,'gao3','gao'),(8,'gao4','gao');
檢視執行計劃:
mysql> desc select * from t1 force index(n1) where n1='gao2’\G
*************************** 1. row ***************************
id: 1
select_type: SIMPLE
table: t1
partitions: NULL
type: ref
possible_keys: n1
key: n1
key_len: 23
ref: const
rows: 3
filtered: 100.00
Extra: NULL
執行測試SQL:
mysql> begin;insert into t2 select * from t1 force index(n1) where n1='gao2';
觀察B表加鎖結果
-
B.col 上加 LOCK_S|LOCK_ORDINARY[next_key_lock]
-
B.PRIMARY加上LOCK_S|LOCK_REC_NOT_GAP
-
對B.二級索引下一條記錄加上LOCK_S|LOCK_GAP
下圖紅色部分都是需要鎖定的記錄
3.2、B.COL是UNIQUE SECONDARY KEY,並且是非覆蓋索引
測試環境準備:
mysql> create table t1(
id int primary key,
n1 varchar(20),
n2 varchar(20),
unique key(n1));
mysql> create table t2 like t1;
mysql> insert into t1 values(1,'gao1','gao'),(2,'gao2','gao'),(3,'gao3','gao'),
(4,'gao4','gao'),(5,'gao5','gao'),(6,'gao6','gao'),(7,'gao7','gao'),(8,'gao8','gao');
檢視執行計劃:
mysql> desc select * from t1 force index(n1) where n1 in ('gao2','gao3','gao4’)\G
*************************** 1. row ***************************
id: 1
select_type: SIMPLE
table: t1
partitions: NULL
type: range
possible_keys: n1
key: n1
key_len: 23
ref: NULL
rows: 3
filtered: 100.00
Extra: Using index condition
執行測試SQL:
mysql> begin;insert into t2 select * from t1 force index(n1) where n1 in ('gao2','gao3','gao4');
觀察B表加鎖結果
-
B.col 上加 LOCK_S|LOCK_REC_NOT_GAP
-
B.PRIMARY 上加 LOCK_S|LOCK_REC_NOT_GAP
下圖紅色部分都是需要鎖定的記錄
3.3、B.COL沒有二級索引
測試環境準備:
mysql> create table t1(
id int primary key,
n1 varchar(20),
n2 varchar(20));
mysql> create table t2 like t1;
mysql> insert into t1 values(1,'gao1','gao'),(2,'gao2','gao'),(3,'gao3','gao'),
(4,'gao4','gao'),(5,'gao5','gao'),(6,'gao6','gao'),(7,'gao7','gao'),(8,'gao8','gao');
檢視執行計劃:
mysql> desc select * from t1 where n1 in ('gao2','gao3','gao4’)\G
*************************** 1. row ***************************
id: 1
select_type: SIMPLE
table: t1
partitions: NULL
type: ALL
possible_keys: NULL
key: NULL
key_len: NULL
ref: NULL
rows: 8
filtered: 37.50
Extra: Using where
執行測試SQL:
mysql> begin;insert into t2 select * from t1 where n1 in ('gao2','gao3','gao4');
觀察B表加鎖結果
下圖紅色部分都是需要鎖定的記錄
現在,我們確認在RR隔離級別下 INSERT SELECT 會對 SELECT 表中符合條件的資料加上 LOCK_S 鎖。
四、INSERT SELECT由於SELECT表引起的死鎖
我曾經總結過出現死鎖的條件:
-
至少2個獨立的執行緒(會話);
-
單位操作中包含多個相對獨立的加鎖步驟,有一定的時間差;
-
多個執行緒(會話)之間加鎖物件必須有相互等待的情況發生,並且等待出現環狀。
由於存在對 SELECT 符合條件的資料加上LOCK_S鎖的情況,RR模式下 INSERT SELECT 出現死鎖的概率無疑更高。我通過測試模擬出死鎖結果,嚴格意義上說,這是相同的語句在高併發情況下表現為兩種死鎖結果。
測試環境準備:
mysql> create table b(
id int primary key,
name1 varchar(20),
name2 varchar(20),
key(name1));
mysql> DELIMITER //
mysql> CREATE PROCEDURE test_i()
begin
declare num int;
set num = 1;
while num <= 3000 do
insert into b values(num,concat('gao',num),'gaopeng');
set num=num+1;
end while;
end//
mysql> call test_i()//
create table a like b//
模擬下面兩個併發事務:
TX1 | TX2 |
---|---|
begin; | - |
update b set name2='test' where id=2999; | - |
- | insert into a select * from b where id in (996,997,998,999,2995,2996,2997,2998,2999); |
update b set name2='test' where id=999; | - |
但是在高併發下,相同的併發語句卻表現出不同的死鎖情況。
見下面詳細過程分析。
4.1、場景一
-
TX1:執行update將表b主鍵id=2999的記錄加上LOCK_X
-
TX2:執行insert...select語句b表上的記錄(996,997,998,999,2995,2996,2997,2998,2999)會申請加上LOCK_S, 但是id=2999已經加上LOCK_X,顯然不能獲得只能等待.
-
TX1:執行update需要獲得表b主鍵id=999的LOCK_X顯然這個記錄已經被TX2加鎖LOCK_S,只能等待,觸發死鎖檢測
如下圖紅色記錄為不能獲得鎖的記錄:
4.2、場景二
這種情況比較極端只能在高併發上出現
-
TX1:執行update將表b主鍵id=2999的記錄加上LOCK_X
-
TX2:執行insert...select語句b表上的記錄(996,997,998,999,2995,2996,2997,2998,2999)會申請加上LOCK_S,因為上鎖是有一個逐步加鎖的過程,假設此時加鎖到2997前那麼TX2並不會等待
-
TX1:執行update需要獲得表b主鍵id=999的LOCK_X顯然這個記錄已經被TX2加鎖LOCK_S,只能等待
-
TX2:繼續加鎖LOCK_S 2997、2998、2999 發現2999已經被TX1加鎖LOCK_X,只能等待,觸發死鎖檢測
如下圖紅色記錄為不能獲得鎖的記錄:
五、原始碼修改和引數增加
場景二需要在特定的高併發下才會出現,因為在 高併發場景下,很難認為控制 INSERT SELECT (逐行加鎖的)過程,沒辦法讓它在特定條件下停止,好讓我們對其進行觀察。
因此,為了能夠模擬出這種情況,筆者對innodb增加了4個引數用於設定加鎖斷點(加鎖過程中臨時sleep下):
mysql> show variables like '%gaopeng%';
+---------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------------------+-------+
| innodb_gaopeng_sl_heap_no | 0 |
| innodb_gaopeng_sl_ind_id | 0 |
| innodb_gaopeng_sl_page_no | 0 |
| innodb_gaopeng_sl_time | 0 |
+---------------------------+-------+
這幾個引數預設情況都是0,即不啟用。它們的作用如下:
-
innodb_gaopeng_sl_heap_no:記錄所在的heap no
-
innodb_gaopeng_sl_ind_id:記錄所在的index_id
-
innodb_gaopeng_sl_page_no:記錄所在的page_no
-
innodb_gaopeng_sl_time:睡眠多少秒 有了index_id、page_no、heap no 就能唯一限定某條記錄了,並且睡眠等待時間也可以人為指定的。
並且在原始碼 lock_rec_lock 開頭增加如下程式碼:
這樣一旦判定為符合條件的記錄,本條記錄加鎖前便會睡眠指定時長。如果我們設定在LOCK_S:id=2997之前睡眠30秒,那麼場景二必定發生如下圖所示加鎖過程:
六、實際測試
6.1、場景一
TX1 | TX2 |
---|---|
begin; | |
update b set name2='test' where id=2999;對id:2999加LOCK_X鎖 | |
insert into a select * from b where id in (996,997,998,999,2995,2996,2997,2998,2999);對id:996,997,998,999,2995,2996,2997,2998加LOCK_S鎖,但是對id:2999加LOCK_S鎖時發現已經加LOCK_X鎖,需等待 | |
update b set name2='test' where id=999;對id:999加LOCK_X鎖,但是發現已經加LOCK_S鎖,需等待,觸發死鎖檢測 | |
TX1觸發死鎖,TX1在權重判定下回滾 |
死鎖報錯語句:
mysql> update b set name2='test' where id=999;
ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
死鎖日誌:
死鎖資訊提取如下:
6.1、場景二
我們設定在下面的語句加斷點:
mysql> insert into a select * from b
where id in (996,997,998,999,2995,2996,2997,2998,2999)
對B表記錄加鎖時在id = 2997加鎖前停頓30秒,那麼我就需要找到B表主鍵2997的index_id、page_no、heap_no三個資訊,這裡使用到我的innblock工具
因為初始化時是順序插入資料,那麼 id = 2997必定到page 18中。 掃描page 18:
我們按照插入順序推斷出heap_no 84就是id=2997的記錄。我們使用另外一個工具bcview進行驗證:
./bcview b.ibd 16 3326 4
current block:00000018--Offset:03326--cnt bytes:04--data is:80000bb5
當然16進位制 0Xbb5 的值就是 2997。
因此設定引數為:
innodb_gaopeng_sl_heap_no=84;
innodb_gaopeng_sl_ind_id=121;
innodb_gaopeng_sl_page_no=18;
innodb_gaopeng_sl_time=30;
mysql> show variables like '%gaopeng%';
+---------------------------+-------+
| Variable_name | Value |
+---------------------------+-------+
| innodb_gaopeng_sl_heap_no | 84 |
| innodb_gaopeng_sl_ind_id | 121 |
| innodb_gaopeng_sl_page_no | 18 |
| innodb_gaopeng_sl_time | 30 |
+---------------------------+-------+
那麼 場景二 的執行順序如下:
TX1 | TX2 |
---|---|
begin; | |
update b set name2='test' where id=2999; 對id:2999加LOCK_X鎖 | |
insert into a select * from b where id in (996,997,998,999,2995,2996,2997,2998,2999);對id:在加鎖到996,997,998,999,2995,2996加LOCK_S鎖,在對id:2997加鎖前睡眠30秒,為下面的update語句騰出時間) | |
update b set name2='test' where id=999;對id:999加LOCK_X鎖等待但發現已經加LOCK_S鎖,需等待 | |
醒來後繼續對2997、2998、2999加LOCK_S鎖,但是發現id:2999已經加LOCK_X鎖,需等待,觸發死鎖檢測 | |
TX1權重回滾 |
死鎖報錯語句:
mysql> update b set name2='test' where id=999;
ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction
死鎖日誌:
死鎖資訊提取如下:
通過死鎖日誌明顯能看出同樣的語句報出來的死鎖資訊卻不一樣,確認在高併發下相同語句,兩種死鎖場景都是可能發生的。
七、總結
分析死鎖一般要從死鎖日誌中獲取如下資訊
-
1、加鎖發生在主鍵還是輔助索引;
-
2、加鎖的模式是什麼;
-
3、是單行還是多行加鎖;
-
4、觸發死鎖事務最後的語句;
-
5、死鎖資訊中事務順序是怎麼樣的;
在重現死鎖過程的時候,必須要做到和線上死鎖資訊完全匹配,這個死鎖場景才算測試成功了。從本次的例子我們就發現,同樣的語句產生的死鎖資訊卻不一樣,我們當然就要按照不同的場景去考慮。 本文中的 場景二 比較複雜,一般只是在高併發先出現,測試也相對麻煩。本文通過修改原始碼的方式進行測試的,否則很難重現。
最後,找到死鎖原因後就需要採取必要的措施,比如本文中的例子需要考慮幾個方案:
-
對INSERT SELECT中SELECT表的修改是否及時提交;
-
INSERT SELECT是否可以用其他方式代替,因為這種語句在自增鎖上也存在一定風險;
-
是否考慮使用RC隔離級別,在RC隔離級別下不存在對SELECT表記錄加鎖的情況。
最後再強調一點,對於出現LOCK_S這樣的鎖最好深入分析,因為這種鎖並不多見。
對本文有任何疑問可掃碼新增原文作者微信