一、背景

在预发环境中，由消息驱动最终触发执行事务来写库存，但是导致MySQL发生死锁，写库存失败。

com.mysql.jdbc.exceptions.jdbc4.MySQLTransactionRollbackException: rpc error: code = Aborted desc = Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction (errno 1213) (sqlstate 40001) (CallerID: ): Sql: "/* uag::omni_stock_rw;xx.xx.xx.xx:xxxxx;xx.xx.xx.xx:xxxxx;xx.xx.xx.xx:xxxxx;enable */  insert into stock_info(tenant_id, sku_id, store_id, available_num, actual_good_num, order_num, created, modified, SAVE_VERSION, stock_id) values (:vtg1, :vtg2, :_store_id0, :vtg4, :vtg5, :vtg6, now(), now(), :vtg7, :__seq0) /* vtgate:: keyspace_id:e267ed155be60efe */", BindVars: {__seq0: "type:INT64 value:"29332459" "_store_id0: "type:INT64 value:"50650235" "vtg1: "type:INT64 value:"71" "vtg2: "type:INT64 value:"113817631" "vtg3: "type:INT64 value:"50650235" "vtg4: "type:FLOAT64 value:"1000.000" "vtg5: "type:FLOAT64 value:"1000.000" "vtg6: "type:INT64 value:"0" "vtg7: "type:INT64 value:"20937611645" "}

初步排查，在同一时刻有两条请求进行写库存的操作。

时间前后相差1s，但最终执行结果是，这两个事务相互死锁，均失败。

事务定义非常简单，伪代码描述如下：

start transaction
// 1、查询数据
data = select for update(tenantId, storeId, skuId);
if (data == null) {
    // 插入数据
    insert(tenantId, storeId, skuId);
} else {
    // 更新数据
    update(tenantId, storeId, skuId);
}
end transaction

该数据库表的索引结构如下：

索引类型	索引组成列
PRIMARY KEY	(`stock_id`)
UNIQUE KEY	(`sku_id`,`store_id`)

所使用的数据库引擎为Innodb，隔离级别为RR[Repeatable Read]可重复读。

二、分析思路

首先了解下Innodb引擎中有关于锁的内容

2.1 Innodb中的锁

2.1.1 行级锁

在Innodb引擎中，行级锁的实现方式有以下三种：

名称	描述
Record Lock	锁定单行记录，在隔离级别RC和RR下均支持。
Gap Lock	间隙锁，锁定索引记录间隙（不包含查询的记录），锁定区间为左开右开，仅在RR隔离级别下支持。
Next-Key Lock	临键锁，锁定查询记录所在行，同时锁定前面的区间，故区间为左开右闭，仅在RR隔离级别下支持。

同时，在Innodb中实现了标准的行锁，按照锁定类型又可分为两类：

名称	符号	描述
共享锁	S	允许事务读一行数据，阻止其他服务器托管网事务获得相同的数据集的排他锁。
排他锁	X	允许事务删除或更新一行数据，阻止其他事务获得相同数据集的共享锁和排他锁。

简言之，当某个事物获取了共享锁后，其他事物只能获取共享锁，若想获取排他锁，必须要等待共享锁释放；若某个事物获取了排他锁，则其余事物无论获取共享锁还是排他锁，都需要等待排他锁释放。如下表所示：

将获取的锁（下）已获取的锁（右）	共享锁S	排他锁X
共享锁S	兼容	不兼容
排他锁X	不兼容	不兼容

2.1.2 RR隔离级别下加锁示例

假如现在有这样一张表user，下面将针对不同的查询请求逐一分析加锁情况。user表定义如下：

CREATE TABLE `user` (
  `id` bigint(20) unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT '主键ID',
  `user_id` bigint(20) DEFAULT NULL COMMENT '用户id',
  `mobile_num` bigint(20) NOT NULL COMMENT '手机号',
  PRIMARY KEY (`id`),
  UNIQUE KEY `IDX_USER_ID` (`user_id`),
  KEY `IDX_MOBILE_NUM` (`mobile_num`)  
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COMMENT='用户信息表'

其中主键id与user_id为唯一索引，user_name为普通索引。

假设该表中现有数据如下所示：

id	user_id	mobile_num
1	1	3
5	5	6
8	8	7
9	9	9

下面将使用select … for update 语句进行查询，分别针对唯一索引、普通索引来进行举例。

1、唯一索引等值查询

select * from user
where id = 5 for update

select * from user
where user_id = 5 for update

在这两条SQL中，Innodb执行查询过程时，会如何加锁呢？

我们都知道Innodb默认的索引数据结构为B+树，B+树的叶子结点包含指向下一个叶子结点的指针。在查询过程中，会按照B+树的搜索方式来进行查找，其底层原理类似二分查找。故在加锁过程中会按照以下两条原则进行加锁：

1.只会对满足查询目标附近的区间加锁，并不是对搜索路径中的所有区间都加锁。本例中对搜索id=5或者user_id=5时，最终可以定位到满足该搜索条件的区域(1,5]。

2.加锁时，会以Next key Lock为加锁单位。那按照1满足的区域进行加Next key Lock锁（左开右闭），同时因为id=5或者user_id=5存在，所以该Next key Lock会退化为Record Lock，故只对id=5或user_id=5这个索引行加锁。

如果查询的id不存在，例如：

select * from user
where id = 6 for update

按照上面两条原则，首先按照满足查询目标条件附近区域加锁，所以最终会找到的区间为(5,8]。因为id=6这条记录并不存在，所以Next key Lock(5, 8]最终会退化为Gap Lock，即对索引(5,8)加间隙锁。

2、唯一索引范围查询

select * from user
where id >= 4 and id

同理，在范围查询中，会首先匹配左值id=4，此时会对区间(1,5]加Next key Lock，因为id=4不存在，所以锁退化为 Gap Lock(1,5)；接着会往后继续查找id=8的记录，直到找到第一个不满足的区间，即Next key Lock(8, 9]，因为8不在范围内，所以锁退化为Gap Lock(8, 9)。故该范围查询最终会锁的区域为(1, 9)

3、非唯一索引等值查询

对非唯一索引查询时，与上述的加锁方式稍有区别。除了要对包含查询值区间内加Next key Lock之外，还要对不满足查询条件的下一个区间加Gap Lock，也就是需要加两把锁。

select * from user
where mobile_num = 6 for update

需要对索引(3, 6]加Next key Lock，因为此时是非唯一索引，那么也就有可能有多个6存在，所以此时不会退化为Record Lock；此外还要对不满足该查询条件的下一个区间加Gap Lock，也就是对索引(6,7)加锁。故总体来看，对索引加了(3,6]Next key Lock和(6, 7) Gap Lock。

若非唯一索引不命中时，如下：

select * from user 
where mobile_num = 8 for update

那么需要对索引(7, 9]加Next key Lock，又因为8不存在，所以锁退化为Gap Lock (7, 9)

4、非唯一索引范围查询

select * from user
where mobile_num >= 6 and mobile_num

首先先匹配mobile_num=6，此时会对索引(3, 6]加Next Key Lock，虽然此时非唯一索引存在，但是不会退化为Record Lock；其次再看后半部分的查询mobile_num=8，需要对索引(7, 9]加Next key Lock，又因为8不存在，所以退化为Gap Lock (7, 9)。最终，需要对索引行加Next key Lock(3, 6] 和 Gap Lock(7, 9)。

2.1.3 意向锁（Intention Locks）

Innodb为了支持多粒度锁定，引入了意向锁。意向锁是一种表级锁，用于表明事务将要对某张表某行数据操作而进行的锁定。同样，意向锁也分为类：共享意向锁（IS）和排他意向锁（IX）。

名称	符号	描述
共享意向锁	IS	表明事务将要对表的个别行设置共享锁
排他意向锁	IX	表明事务将要对表的个别行设置排他锁

例如select … lock in shared mode会设置共享意向锁IS；select … for update会设置排他意向锁IX

设置意向锁时需要按照以下两条原则进行设置：

1.当事务需要申请行的共享锁S时，必须先对表申请共享意向IS锁或更强的锁

2.当事务需要申请行的排他锁X时，必须先对表申请排他意向IX锁

表级锁兼容性矩阵如下表：

将获取的锁（下）/已获取的锁（右）	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

如果请求锁的事务与现有锁兼容，则会将锁授予该事务，但如果与现有锁冲突，则不会授予该事务。事务等待，直到冲突的现有锁被释放。

意向锁的目的就是为了说明事务正在对表的一行进行锁定，或将要对表的一行进行锁定。在意向锁概念中，除了对全表加锁会导致意向锁阻塞外，其余情况意向锁均不会阻塞任何请求！

2.1.4 插入意向锁

插入意向锁是一种特殊的意向锁，同时也是一种特殊的“Gap Lock”，是在Insert操作之前设置的Gap Lock。

如果此时有多个事务执行insert操作，恰好需要插入的位置都在同一个Gap Lock中，但是并不是在Gap Lock的同一个位置时，此时的插入意向锁彼此之间不会阻塞。

2.2 过程分析

回到本文的问题上来，本文中有两个事务执行同样的动作，分别为先执行select … for update获取排他锁，其次判断若为空，则执行insert动作，否则执行update动作。伪代码描述如下：

start transaction
// 1、查询数据
data = select for update(tenantId, storeId, skuId);
if (data == null) {
    // 插入数据
    insert(tenantId, storeId, skuId);
} else {
    // 更新数据
    update(tenantId, storeId, skuId);
}
end transaction

现在对这两个事务所执行的动作进行逐一分析，如下表所示：

时间点	事务A	事务B	潜在动作
1	开始事务	开始事务
2	执行select … for update操作		事务A申请到IX 事务A申请到X，Gap Lock
3		执行select … for update操作	事务B申请到IX，与事务A的IX不冲突。事务B申请到Gap Lock，Gap Lock可共存。
4	执行insert操作		事务A先申请插入意向锁IX，与事务B的Gap Lock冲突，等待事务B的Gap Lock释放。
5		执行insert操作	事务B先申请插入意向锁IX，与事务A的Gap Lock冲突，等待事务A的Gap Lock释放。
6			死锁检测器检测到死锁

详细分析：

•时间点1，事务A与事务B开始执行事务

•时间点2，事务A执行select … for update操作，执行该操作时首先需要申请意向排他锁IX作用于表上，接着申请到了排他锁X作用于区间，因为查询的值不存在，故Next key Lock退化为Gap Lock。

•时间点3，事务B执行select … for update操作，首先申请意向排他锁IX，根据2.1.3节表级锁兼容矩阵可以看到，意向锁之间是相互兼容的，故申请IX成功。由于查询值不存在，故可以申请X的Gap Lock，而Gap Lock之间是可以共存的，不论是共享还是排他。这一点可以参考Innodb关于Gap Lock的描述，关键描述本文粘贴至此：

Gap locks can co-exist. A gap 服务器托管网lock taken by one transaction does not prevent another transaction from taking a gap lock on the same gap. There is no difference between shared and exclusive gap locks. They do not conflict with each other, and they perform the same function.

•时间点4，事务A执行insert操作前，首先会申请插入意向锁，但此时事务B已经拥有了插入区间的排他锁，根据2.1.3节表级锁兼容矩阵可知，在已有X锁情况下，再次申请IX锁是冲突的，需要等待事务B对X Gap Lock释放。

•时间点5，事务B执行insert操作前，也会首先申请插入意向锁，此时事务A也对插入区间拥有X Gap Lock，因此需要等待事务A对X锁进行释放。

•时间点6，事务A与事务B均在等待对方释放X锁，后被MySQL的死锁检测器检测到后，报Dead Lock错误。

思考：假如select … for update 查询的数据存在时，会是什么样的过程呢？过程如下表：

时间点	事务A	事务B	潜在动作
1	开始事务	开始事务
2	执行select … for update操作		事务A申请到IX 事务A申请到X行锁，因数据存在故锁退化为Record Lock。
3		执行select … for update操作	事务B申请到IX，与事务A的IX不冲突。事务B想申请目标行的Record Lock，此时需要等待事务A释放该锁资源。
4	执行update操作		事务A先申请插入意向锁IX，此时事务B仅仅拥有IX锁资源，兼容，不冲突。然后事务A拥有X的Record Lock，故执行更新。
5	commit		事务A提交，释放IX与X锁资源。
6		执行select … for update操作	事务B事务B此时获取到X Record Lock。
7		执行update操作	事务B拥有X Record Lock执行更新
8		commit	事务B释放IX与X锁资源

也就是当查询数据存在时，不会出现死锁问题。

三、解决方法

1、在事务开始之前，采用CAS+分布式锁来控制并发写请求。分布式锁key可以设置为store_skuId_version

2、事务过程可以改写为：

start transaction
// RR级别下，读视图
data = select from table(tenantId, storeId, skuId)
if (data == null) {
    // 可能出现写并发
    insert
} else {
    data = select for update(tenantId, storeId, skuId)
    update
}
end transaction

虽然解决了插入数据不存在时会出现的死锁问题，但是可能存在并发写的问题，第一个事务获得锁会首先插入成功，第二个事务等待第一个事务提交后，插入数据，因为数据存在了所以报错回滚。

3、调整事务隔离级别为RC，在RC下没有next key lock（注意，此处并不准确，RC会有少部分情况加Next key lock），故此时仅仅会有record lock，所以事务2进行select for update时需要等待事务1提交。

参考文献

[1] Innodb锁官方文档：https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-locking.html

[2] https://blog.csdn.net/qq_43684538/article/details/131450395

[3] https://www.jianshu.com/p/027afd6345d5

[4] https://www.cnblogs.com/micrari/p/8029710.html

若有错误，还望批评指正

作者：京东零售刘哲

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MySQL事务死锁问题排查