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浅析MySQL死锁检测

原创
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donghy
发布2022-09-17 14:57:38
8790
发布2022-09-17 14:57:38
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文章被收录于专栏:懒人的记录

MySQL发生死锁时,通过show engine innodb status;命令并不能看到事务中引起死锁的所有SQL语句。死锁排查起来就比较麻烦,需要查询eventsstatements%表,来获取SQL,同时需要对业务也比较熟悉,这样能分析出造成死锁的语句。 本着探究的目的,来看下MySQL死锁检测实现及为何无法打印出触发死锁的所有SQL语句。

Lock bitmap

截取show engine innodb status;命令查询锁信息时一段内容:

代码语言:shell
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*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 124 page no 4 n bits 80 index idx_id of table `dhy`.`t` trx id 45909 lock_mode X waiting
Record lock, heap no 2 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 32
 0: len 4; hex 80000002; asc     ;;
 1: len 6; hex 000000000601; asc       ;;

space id、page no、n bits(lock_rec_t结构体) 通过这三个可以定位到某一条记录,这里对应的就是heap_no = 2这条。n_bits是一个bitmap,用来记录行记录上是否持有Lock。

lock_t 结构用来描述锁信息的,通过n_bits可以将lock(lock_t类型的变量,下文中都将这样描述)与行记录的对应起来。lock_rec_t结构如下:

代码语言:c
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struct lock_rec_t {
	ib_uint32_t	space;		/*!< space id */
	ib_uint32_t	page_no;	/*!< page number */
	ib_uint32_t	n_bits;		/*!< number of bits in the lock
					bitmap; NOTE: the lock bitmap is
					placed immediately after the
					lock struct */ 

	/** Print the record lock into the given output stream
	@param[in,out]	out	the output stream
	@return the given output stream. */
	std::ostream& print(std::ostream& out) const;
};

n_bits 的大小分配为 : (1+ (记录锁+ 64) / 8) * 8

代码语言:c
复制
rec_lock.n_bits = static_cast<uint32_t>(8 * size);

size大小:
static size_t lock_size(const page_t* page)
	{
		ulint	n_recs = page_dir_get_n_heap(page);

		/* Make lock bitmap bigger by a safety margin */

		return(1 + ((n_recs + LOCK_PAGE_BITMAP_MARGIN) / 8));
	}

这么大的内存空间分配在lock内存之后的:

代码语言:c
复制
ulint		n_bytes = size + sizeof(*lock);
mem_heap_t*	heap = trx->lock.lock_heap;

lock = reinterpret_cast<lock_t*>(mem_heap_alloc(heap, n_bytes));

在lock_rec_set_nth_bit中,设置bitmap位图信息:

代码语言:c
复制
lock_rec_set_nth_bit(
/*=================*/
	lock_t*	lock,	/*!< in: record lock */
	ulint	i)	/*!< in: index of the bit */
{
	ulint	byte_index; 
	ulint	bit_index;

	byte_index = i / 8; //标识第几个字节 
	bit_index = i % 8; //标识字节中的第几位

	((byte*) &lock[1])[byte_index] |= 1 << bit_index; //将对应byte上相应的bit位设置为1

	++lock->trx->lock.n_rec_locks;
}

创建好的lock都会被添加到HASH表中,space_no与page_no相同的lock会被分配到同一个HASH桶中

代码语言:c
复制
ulint	key = m_rec_id.fold();

++lock->index->table->n_rec_locks;

HASH_INSERT(lock_t, hash, lock_hash_get(m_mode), key, lock);


/**
	@return the "folded" value of {space, page_no} */
ulint fold() const
{
	return(m_fold);
}
    
        

判断lock上bitmap对应的bit位是否存在锁:

代码语言:c
复制
UNIV_INLINE
ibool
lock_rec_get_nth_bit(
/*=================*/
	const lock_t*	lock,	/*!< in: record lock */
	ulint		i)	/*!< in: index of the bit */
{
	const byte*     b;


	if (i >= lock->un_member.rec_lock.n_bits) {

		return(FALSE);
	}

	b = ((const byte*) &lock[1]) + (i / 8);  //根据i(也就是heap_no)计算出是lock之后的第几个字节

	return(1 & *b >> (i % 8)); //判断对应的bit位上是否为1
}

死锁检测

先介绍几个重要点:

  • 变量: const lock_t m_wait_lock; // 想持有的锁 const trx_t m_start // 直译过来是:正在以不兼容模式请求锁定的联接事务,举例说明下比较好理解:

session1

session2

begin;

begin;

lock:a

lock:b

lock:b

lock:a

m_start 就是对应session2这个事务

ulint heap_no // 记录对应的物理位置号

  • 函数get_first_lock // 获取m_wait_lock对应记录上的第一个lock, 例如上面例子中,就是获取session1中对a这条记录持有的lock信息。
    • 精简后流程如下:
代码语言:c
复制
DeadlockChecker::get_first_lock(ulint* heap_no) const
{

	const lock_t*	lock = m_wait_lock;

	if (lock_get_type_low(lock) == LOCK_REC) {
		hash_table_t*	lock_hash;

		lock_hash = lock->type_mode & LOCK_PREDICATE
			? lock_sys->prdt_hash
			: lock_sys->rec_hash;

		/* We are only interested in records that match the heap_no. */
		*heap_no = lock_rec_find_set_bit(lock); // 查找lock对应的heap_no


		/* Find the locks on the page. */
		lock = lock_rec_get_first_on_page_addr(
			lock_hash,
			lock->un_member.rec_lock.space,
			lock->un_member.rec_lock.page_no); //找出page上的第一个lock

		/* Position on the first lock on the physical record.*/
		if (!lock_rec_get_nth_bit(lock, *heap_no)) { //如果lock的bitmap对应bit位上存在锁,则返回lock,否则查找下一个lock,直到对应bit位上存在锁
			lock = lock_rec_get_next_const(*heap_no, lock);
		}

	} else {
		/* Table locks don't care about the heap_no. */
		*heap_no = ULINT_UNDEFINED;
		dict_table_t*	table = lock->un_member.tab_lock.table;
		lock = UT_LIST_GET_FIRST(table->locks);
	}

	return(lock);
}

死锁检测核心函数在DeadlockChecker::search()中,会做以下处理:

  1. 首先获取m_wait_lock对应记录上的第一个lockconst lock_t* lock = get_first_lock(&heap_no);
  2. 进入一个循环,这里代码比较多,直接贴代码不太直观,放一张流程图
1.png
1.png

流程较长,举个例子对照上图看下:

session1

session2

begin;

begin;

lock:a

lock:b

lock:b //blocking

lock:a

进入死锁检测时:

  • m_start:session2事务信息
  • lock:m_wait_lock对应记录上的第一个lock,对应session1对a记录持有的锁
  • m_wait_lock:session2中对a想要持有的锁
2.png
2.png

进入循环后,只满足lock->trx->lock.que_state == TRX_QUE_LOCK_WAIT这个条件(也代表m_wait_lock和lock是发生锁等待了),步骤7中将m_wait_lock被赋值后即为session2中对b想要持有的锁,lock变为session2对b持有的锁,再次进入循环。

这时lock->trx == m_start(都为session2),即检测出死锁。如下图所示:

3.png
3.png

死锁日志

死锁日志只能看到事务中最后一个SQL语句,因为每次执行完语句后m_query_string变量都会被reset_query(),要实现就需要一个SQL语句和lock的对应关系,将每次执行的SQL保留起来。

这块还涉及到死锁日志的一个参数:

  • innodb_print_all_deadlocks :会将死锁信息打印到errorlock中,最好将此参数设置下,能够保留死锁日志,方便查看因为show engine innodb status;只会保留最后一个死锁日志的信息,原因是mysql会在tmp目录下创建一个ib开头的临时文件,每次重启后都会重建。

结语

这里梳理了下死锁检测的流程,由于水平有限,文章可能存在不正确地方,望指正。

原创声明:本文系作者授权腾讯云开发者社区发表,未经许可,不得转载。

如有侵权,请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除。

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