MySQL 死锁是面试常问问题，金三银四，所以最近面试相干的文章比拟多，本文章是总结的一波死锁问题，和大家分享一下。

Mysql 锁类型和加锁剖析

MySQL有三种锁的级别：页级、表级、行级。
表级锁：开销小，加锁快；不会呈现死锁；锁定粒度大，产生锁抵触的概率最高,并发度最低。
行级锁：开销大，加锁慢；会呈现死锁；锁定粒度最小，产生锁抵触的概率最低,并发度也最高。
页面锁：开销和加锁工夫界于表锁和行锁之间；会呈现死锁；锁定粒度界于表锁和行锁之间，并发度算法：

next KeyLocks锁，同时锁住记录(数据)，并且锁住记录后面的Gap
Gap锁，不锁记录，仅仅记录后面的Gap
Recordlock锁（锁数据，不锁Gap）
所以其实 Next-KeyLocks=Gap锁+ Recordlock锁

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死锁产生起因和示例

产生起因

所谓死锁<DeadLock>：是指两个或两个以上的过程在执行过程中,因抢夺资源而造成的一种相互期待的景象,若无外力作用，它们都将无奈推动上来.此时称零碎处于死锁状态或零碎产生了死锁，这些永远在相互期待的过程称为死锁过程。表级锁不会产生死锁.所以解决死锁次要还是针对于最罕用的InnoDB。死锁的关键在于：两个(或以上)的Session加锁的程序不统一。那么对应的解决死锁问题的要害就是：让不同的session加锁有秩序

产生示例

案例一

需要：将投资的钱拆成几份随机调配给借款人。起初业务程序思路是这样的：投资人投资后，将金额随机分为几份，而后随机从借款人表外面选几个，而后通过一条条 select for update 去更新借款人表外面的余额等。例如两个用户同时投资，A 用户金额随机分为 2 份，分给借款人 1，2，B 用户金额随机分为 2 份，分给借款人 2，1。因为加锁的程序不一样，死锁当然很快就呈现了。对于这个问题的改良很简略，间接把所有调配到的借款人间接一次锁住就行了。

Select * from xxx where id in (xx,xx,xx) for update

在 in 外面的列表值 mysql 是会主动从小到大排序，加锁也是一条条从小到大加的锁
例如（以下会话id为主键）：

Session1:mysql> select * from t3 where id in (8,9) for update;+----+--------+------+---------------------+| id | course | name | ctime |+----+--------+------+---------------------+|  8 | WA | f | 2016-03-02 11:36:30 || 9 | JX | f | 2016-03-01 11:36:30 |+----+--------+------+---------------------+rows in set (0.04 sec)Session2:select * from t3 where id in (10,8,5) for update;

锁期待中 ... 其实这个时候 id=10 这条记录没有被锁住的，但 id=5 的记录曾经被锁住了，锁的期待在id=8的这里
不信请看:

Session3:mysql> select * from t3 where id=5 for update;

锁期待中

Session4:mysql> select * from t3 where id=10 for update;+----+--------+------+---------------------+| id | course | name | ctime |+----+--------+------+---------------------+| 10 | JB | g | 2016-03-10 11:45:05 |+----+--------+------+---------------------+row in set (0.00 sec)

在其它session中id=5是加不了锁的，然而id=10是能够加上锁的。

案例二

在开发中，常常会做这类的判断需要：依据字段值查问（有索引），如果不存在，则插入；否则更新。

以id为主键为例，目前还没有id=22的行Session1:select * from t3 where id=22 for update;Empty set (0.00 sec)session2:select * from t3 where id=23  for update;Empty set (0.00 sec)Session1:insert into t3 values(22,'ac','a',now());锁期待中……Session2:insert into t3 values(23,'bc','b',now());ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

当对存在的行进行锁的时候(主键)，mysql就只有行锁。当对未存在的行进行锁的时候(即便条件为主键)，mysql是会锁住一段范畴（有gap锁）

锁住的范畴为：无穷小或小于表中锁住id的最大值，无穷大或大于表中锁住id的最小值,如：如果表中目前有已有的id为（11 ， 12）,那么就锁住（12，无穷大）。如果表中目前已有的id为（11 ， 30），那么就锁住（11，30）对于这种死锁的解决办法是：insert into t3(xx,xx) on duplicate key update xx='XX';用mysql特有的语法来解决此问题。因为insert语句对于主键来说，插入的行不论有没有存在，都会只有行锁

案例三

mysql> select * from t3 where id=9 for update;+----+--------+------+---------------------+| id | course | name | ctime |+----+--------+------+---------------------+| 9 | JX | f | 2016-03-01 11:36:30 |+----+--------+------+---------------------+row in set (0.00 sec)Session2:mysql> select * from t3 where id<20 for update;锁期待中Session1:mysql> insert into t3 values(7,'ae','a',now());ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction

这个跟案例一其它是差不多的状况，只是session1不按常理出牌了， Session2在期待Session1的id=9的锁，session2又持了1到8的锁（留神9到19的范畴并没有被session2锁住），最初，session1在插入新行时又得期待session2,故死锁产生了。

这种个别是在业务需要中根本不会呈现，因为你锁住了id=9，却又想插入id=7的行，这就有点跳了，当然必定也有解决的办法，那就是重理业务需要，防止这样的写法。

案例四

个别的状况，两个session别离通过一个sql持有一把锁，而后相互拜访对方加锁的数据产生死锁。

案例五

两个单条的sql语句波及到的加锁数据雷同，然而加锁程序不同，导致了死锁。

案例六

死锁场景如下：

CREATE TABLE dltask (    id bigint unsigned NOT NULL AUTO_INCREMENT COMMENT ‘auto id’,    a varchar(30) NOT NULL COMMENT ‘uniq.a’,    b varchar(30) NOT NULL COMMENT ‘uniq.b’,    c varchar(30) NOT NULL COMMENT ‘uniq.c’,    x varchar(30) NOT NULL COMMENT ‘data’,     PRIMARY KEY (id),    UNIQUE KEY uniq_a_b_c (a, b, c)) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=utf8 COMMENT=’deadlock test’;

a，b，c三列，组合成一个惟一索引，主键索引为id列。

事务隔离级别：

RR (Repeatable Read)

每个事务只有一条SQL:

delete from dltask where a=? and b=? and c=?;

SQL的执行打算

死锁日志

家喻户晓，InnoDB上删除一条记录，并不是真正意义上的物理删除，而是将记录标识为删除状态。(注：这些标识为删除状态的记录，后续会由后盾的Purge操作进行回收，物理删除。然而，删除状态的记录会在索引中寄存一段时间。) 在RR隔离级别下，惟一索引上满足查问条件，然而却是删除记录，如何加锁？

InnoDB在此处的解决策略与前两种策略均不雷同，或者说是前两种策略的组合：对于满足条件的删除记录，InnoDB会在记录上加next key lock X(对记录自身加X锁，同时锁住记录前的GAP，避免新的满足条件的记录插入。) Unique查问，三种状况，对应三种加锁策略，总结如下：

此处，咱们看到了next key锁，是否很眼生？对了，后面死锁中事务1，事务2处于期待状态的锁，均为next key锁。明确了这三个加锁策略，其实结构肯定的并发场景，死锁的起因曾经跃然纸上。然而，还有一个前提策略须要介绍，那就是InnoDB外部采纳的死锁预防策略。

找到满足条件的记录，并且记录无效，则对记录加X锁，No Gap锁(lock_mode X locks rec but not gap)；
找到满足条件的记录，然而记录有效(标识为删除的记录)，则对记录加next key锁(同时锁住记录自身，以及记录之前的Gap：lock_mode X);
未找到满足条件的记录，则对第一个不满足条件的记录加Gap锁，保障没有满足条件的记录插入(locks gap before rec)；

死锁预防策略

InnoDB引擎外部(或者说是所有的数据库外部)，有多种锁类型：事务锁(行锁、表锁)，Mutex(爱护外部的共享变量操作)、RWLock(又称之为Latch，爱护外部的页面读取与批改)。

InnoDB每个页面为16K，读取一个页面时，须要对页面加S锁，更新一个页面时，须要对页面加上X锁。任何状况下，操作一个页面，都会对页面加锁，页面锁加上之后，页面内存储的索引记录才不会被并发批改。

因而，为了批改一条记录，InnoDB外部如何解决：

依据给定的查问条件，找到对应的记录所在页面；
对页面加上X锁(RWLock)，而后在页面内寻找满足条件的记录；
在持有页面锁的状况下，对满足条件的记录加事务锁(行锁：依据记录是否满足查问条件，记录是否曾经被删除，别离对应于下面提到的3种加锁策略之一)；

死锁预防策略：绝对于事务锁，页面锁是一个短期持有的锁，而事务锁(行锁、表锁)是长期持有的锁。因而，为了避免页面锁与事务锁之间产生死锁。InnoDB做了死锁预防的策略：持有事务锁(行锁、表锁)，能够期待获取页面锁；但反之，持有页面锁，不能期待持有事务锁。

依据死锁预防策略，在持有页面锁，加行锁的时候，如果行锁须要期待。则开释页面锁，而后期待行锁。此时，行锁获取没有任何锁爱护，因而加上行锁之后，记录可能曾经被并发批改。因而，此时要从新加回页面锁，从新判断记录的状态，从新在页面锁的爱护下，对记录加锁。如果此时记录未被并发批改，那么第二次加锁可能很快实现，因为曾经持有了雷同模式的锁。然而，如果记录曾经被并发批改，那么，就有可能导致本文后面提到的死锁问题。

以上的InnoDB死锁预防解决逻辑，对应的函数，是row0sel.c::row_search_for_mysql()。感兴趣的敌人，能够跟踪调试下这个函数的解决流程，很简单，然而集中了InnoDB的精华。

分析死锁的成因

做了这么多铺垫，有了Delete操作的3种加锁逻辑、InnoDB的死锁预防策略等筹备常识之后，再回过头来剖析本文最后提到的死锁问题，就会手到拈来，事半而功倍。

首先，假如dltask中只有一条记录：(1, ‘a’, ‘b’, ‘c’, ‘data’)。三个并发事务，同时执行以下的这条SQL：

delete from dltask where a=’a’ and b=’b’ and c=’c’;

并且产生了以下的并发执行逻辑，就会产生死锁：

下面剖析的这个并发流程，残缺展示了死锁日志中的死锁产生的起因。其实，依据事务1步骤6，与事务0步骤3/4之间的程序不同，死锁日志中还有可能产生另外一种状况，那就是事务1期待的锁模式为记录上的X锁 + No Gap锁(lock_mode X locks rec but not gap waiting)。这第二种状况，也是”润洁”同学给出的死锁用例中，应用MySQL 5.6.15版本测试进去的死锁产生的起因。此类死锁，产生的几个前提：

Delete操作，针对的是惟一索引上的等值查问的删除；(范畴下的删除，也会产生死锁，然而死锁的场景，跟本文剖析的场景，有所不同)
至多有3个(或以上)的并发删除操作；
并发删除操作，有可能删除到同一条记录，并且保障删除的记录肯定存在；
事务的隔离级别设置为Repeatable Read，同时未设置innodb_locks_unsafe_for_binlog参数(此参数默认为FALSE)；(Read Committed隔离级别，因为不会加Gap锁，不会有next key，因而也不会产生死锁)
应用的是InnoDB存储引擎；(废话！MyISAM引擎基本就没有行锁)