事务方法，for循环更新SQL又死锁了！-技术圈

你知道的越多，不知道的就越多，业余的像一棵小草！

你来，我们一起精进！你不来，我和你的竞争对手一起精进！

编辑：业余草

jaskey.github.io

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生产上偶现这段代码会出现死锁，死锁日志如下。

*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 424487272, ACTIVE 0 sec fetching rows
mysql tables in use 3, locked 3
LOCK WAIT 6 lock struct(s), heap size 1184, 4 row lock(s)
MySQL thread id 3205005, OS thread handle 0x7f39c21c8700, query id 567774892 10.14.34.30 finance Searching rows for update
update repay_plan_info_1
     SET actual_pay_period_amount = 38027,
        actual_pay_principal_amount = 36015,
        actual_pay_interest_amount = 1980,
        actual_pay_fee = 0,
        actual_pay_fine = 32,
        actual_discount_amount = 0,
        repay_status = 'PAYOFF',
        repay_type = 'OVERDUE',
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                  and seq_no = 1
                  and repay_status <> 'PAYOFF' )

*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
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*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 424487271, ACTIVE 0 sec fetching rows
mysql tables in use 3, locked 3
5 lock struct(s), heap size 1184, 3 row lock(s)
MySQL thread id 3204980, OS thread handle 0x7f3db0cf6700, query id 567774893 10.14.34.30 finance Searching rows for update
update repay_plan_info_1
     SET actual_pay_period_amount = 20742,
        actual_pay_principal_amount = 19998,
        actual_pay_interest_amount = 726,
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        actual_pay_fine = 18,
        actual_discount_amount = 0,
        repay_status = 'PAYOFF',
        repay_type = 'OVERDUE',
        actual_repay_time = '2019-08-12 15:48:15.025'


     WHERE (  user_id = '938467411690006528'
                  and loan_order_no = 'LN201906130129401690006528175485'
                  and seq_no = 2
                  and repay_status <> 'PAYOFF' )
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
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Record lock, heap no 64 PHYSICAL RECORD: n_fields 33; compact format; info bits 0
 0: len 8; hex 800000000000051e; asc         ;;
 1: len 6; hex 0000193d35df; asc    =5 ;;
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 10: SQL NULL;
 11: SQL NULL;
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 16: len 8; hex 80000000000002d6; asc         ;;
 17: len 8; hex 8000000000000000; asc         ;;
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 25: len 7; hex 4f564552445545; asc OVERDUE;;
 26: SQL NULL;
 27: len 1; hex 59; asc Y;;
 28: SQL NULL;
 29: len 5; hex 99a35a1768; asc   Z h;;
 30: len 4; hex 5d503dd8; asc ]P= ;;
 31: SQL NULL;
 32: len 5; hex 99a3d80281; asc      ;;

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 3680 page no 137 n bits 464 index `idx_user_id` of table `db_loan_core_2`.`repay_plan_info_1` trx id 424487271 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 161 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0
 0: len 18; hex 393338343637343131363930303036353238; asc 938467411690006528;;
 1: len 8; hex 800000000000051e; asc         ;;

*** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)

代码定位

按照死锁的update sql语句，我们先定位这个死锁SQL中代码是哪个代码片段导致的。后面我们定位到，是如下代码片段导致的：

代码定位

实际上一眼看上去，这段代码有一个很典型的业务开发场景问题：开启事务在for循环写SQL。

注：这在实际的问题定位过程中并不容易，因为死锁日志并不能反向直接定位到方法的堆栈、线程名等，如果一个库被多个服务同时连接，甚至定位是哪个服务都不容易。

死锁分析（1）——猜测可能消息重发

按照死锁的必要条件：「循环等待条件」。即 T1事务应该持有了某把锁L1，然后去申请锁L2，而这时候发现T2事务已经持有了L2，而T2事务又去申请L1，这时候就发生循环等待而死锁。

一开始会猜测，是否我们更新表的顺序在两个事务里面是反方向的，即T1事务更新ta、tb表，锁ta表的记录，准备去拿tb表记录的锁；T2事务更新tb、ta表，锁了tb记录准备去拿ta的锁，这是比较常见的死锁情况。但是从SQL看，我们死锁的SQL是同一张表的，即同一张表不同的记录。

而且从死锁日志中可以发现，两个死锁的SQL居然是“一样”的，也就是说是“同一条”SQL/同一段代码（不同的where条件参数）导致的，。即上图代码中的这段for循环更新还款计划的代码。

但是光这段For循环来看，如果要发生死锁，有可能同一批请求，更新记录的顺序是反过来的，然后又并发执行的时候，可能出现。

一开始会猜测上游触发了两条一样的请求（我们这个场景是MQ重发），出现了并发，两条消息分在两个事务中并发执行。但是如果是MQ导致的原因，FOR循环更新的记录顺序是一样的，一样的顺序意味着一样的一样的加锁顺序，一样的加锁顺序意味着最多出现获取锁超时，不会满足【循环等待】的条件，不可能死锁。所以排除MQ重发的可能。

死锁分析（2）

仔细阅读出现问题的两条SQL，可以发现一个规律，这里面都带一个相同的where条件：userId= 938467411690006528，意味着这两个事务的请求都来自一个用户发起的，然后从actual_repay_time = '2019-08-12 15:48:15.025' 来看，的确是瞬间一起执行的两个事务，但是却是不一样的两个借据。对应到真实的用户的操作上，用户的确有可能发起两个借据的同时还款，例如同时结清多笔借据。

通过出现了几次的死锁，总结出了其相同的规律：每次的死锁SQL条件都有一样的特征——「相同的userId+不同的借据+并发」。基本可以断定，相同的用户在同时还款多笔的时候，可能会发现死锁，但很可惜，测试环境、生产环境我们模拟这个场景都无法复现死锁的情况。

只能靠技术手段分析原因了。

思路：这是了两个完全不同的借据环境计划，操作完全不一样的数据记录，为什么会发生死锁呢？是不是锁的不是行而是锁了表？

死锁日志分析

从事务1中的

*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:

RECORD LOCKS space id 3680 page no 30 n bits 136 index `PRIMARY` of table `db_loan_core_2`.`repay_plan_info_1` trx id 424487272 lock_mode X locks rec but not gap waiting

事务2中的

*** (2) HOLDS THE LOCK(S):

RECORD LOCKS space id 3680 page no 30 n bits 136 index `PRIMARY` of table `db_loan_core_2`.`repay_plan_info_1` trx id 424487271 lock_mode X locks rec but not gap

从RECORD LOCKS的标示可知，的确「锁的是行锁」不是表锁。且从”but not gap”的信息来看，也不存在间隙锁（注：我们线上隔离级别是read committed,本来就不存在间隙锁问题）。所以锁的位置应该的确是我们操作的行记录才对。但是非常奇怪的是，实际业务上操作的记录的确是完全隔离的（因为是不同的借据，记录没有交集），为什么会冲突呢？

再细节阅读死锁日志从事务2中获取到了一点线索：

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:

RECORD LOCKS space id 3680 page no 137 n bits 464 index `idx_user_id` of table `db_loan_core_2`.`repay_plan_info_1` trx id 424487271 lock_mode X locks rec but not gap waiting Record lock, heap no 161 PHYSICAL RECORD: n_fields 2; compact format; info bits 0

这个索引很奇怪，是userid的索引？

分析之前，我们先看先看锁持有情况：

T1等待锁space id 3680 page no 30

T2持有锁space id 3680 page no 30

T2等待锁space id 3680 page no 137

最后回滚了 T2

可以「推断space id 3680 page no 137应该被T1持有了」，但是日志中没有显示出来。

3680 page no 30这个锁是一个主键索引PRIMARY导致的，实际上我们没有用到我们的自增主键，是非聚集索引，所以这是先锁的非主键索引最后找到的主键去加锁。
3680 page no 137这个锁就比较奇怪了，他锁在了idx_user_id这个索引，这个索引是加在userId上的，也就是T2「他正在尝试锁所有这个用户的还款计划的记录！」

如果是这样，问题就解释通了：

T1：锁了某行记录X（具体怎么锁的，从死锁日志中未能获取），然后准备去获取LN201907120655461690006528458116，SEQ=1的记录的锁。

T2：锁了LN201907120655461690006528458116，SEQ=1的锁，而他想去锁所有userId=938467411690006528的记录，这里面肯定包含了记录X，所以他无法获得X的锁。

这样就造成死锁了，因为X已经被T1持有了，而T1又在等T2释放LN201907120655461690006528458116，SEQ=1这个锁。

至于为什么T2明明准备操作LN201906130129401690006528175485，SEQ=2的记录，却之前持有了LN201907120655461690006528458116，SEQ=1的锁，大概率不是因为之前的SQL真的操作LN201907120655461690006528458116，SEQ=1的记录，也是因为他之前本想持有别的记录（从锁的详细信息上猜，可能是LN2019061301294016900065281754的相关记录），但是因为这个idx_user_id的索引问题，顺带锁着了LN201907120655461690006528458116，SEQ=1，因为都属于一个userId。

所以从时间线上分析，顺序应该是：

T1锁了某记录X
T2锁了某记录Y（从hold this lock的日志细节中推断，是LN2019061301294016900065281754），然后准备锁LN201906130129401690006528175485，SEQ=2，这时候的这条SQL触发了idx_user_id，连带一起锁锁住了LN201907120655461690006528458116，SEQ=1并准备锁其它同用户记录
T1 执行下一条sql，准备获取LN201907120655461690006528458116，SEQ=1的锁，发现被T2获取了，等待。
T2在锁其它记录的过程中发现了X，但是锁不住，发现X被T1持有。而自己又持有了LN201907120655461690006528458116，SEQ=1这行记录的锁。

这时候循环等待，死锁！

所以根源是为什么SQL会使用idx_user_id这个索引呢？

索引信息

PRIMARY KEY (`id`),
UNIQUE KEY `uk_repay_order` (`loan_order_no`,`seq_no`),
UNIQUE KEY `uk_repay_plan_no` (`repay_plan_no`),
KEY `idx_user_id` (`user_id`),
KEY `idx_create_time` (`create_time`)

从唯一主键是UNIQUE KEY uk_repay_order (loan_order_no,seq_no)

从我们 SQL 上看loan_order_no+seq_no是唯一主键，应该肯定能唯一定位一行记录，索引应该使用这个是最优的才对。

这时候我们去看 T2 的那条 SQL 的执行计划得知：其没有使用索引 uk_repay_order，而使用了一个type: index_merge，走的索引是uk_repay_order_,idx_user_id，也就是他居然两个索引同时生效了。

两个索引同时生效

解决方案

实际上，由于 index merge，客观上就会增加 update 语句的死锁可能性，相关 bug 连接如下：https://bugs.mysql.com/bug.php?id=77209。

而其实如果出现了index merge，在很多情况下意味着我们索引的建立可能并不合理。

解决方案有两个：

建立联合索引，以避免index merge，让联合索引生效则不会因此锁住所有该userId的记录
取消index merge的优化

遗留问题

什么时候才会触发index merge，这个在文档中似乎并没有很明确的触发时间，从这些死锁的SQL来看，某些SQL在事后explain的时候，并没有走index merge，而有些却走了。从本案例来看，事务1的SQL并没有走index merge，但是事务2这样类似的SQL却走了。

只查到一个必要条件是：

❝
Intersect和Union都需要使用的索引是ROR的，也就时ROWID ORDERED，即针对不同的索引扫描出来的数据必须是同时按照ROWID排序的，这里的 ROWID其实也就是InnoDB的主键(如果不定义主键，InnoDB会隐式添加ROWID列作为主键)。只有每个索引是ROR的，才能进行归并排序，你懂的。当然你可能会有疑惑，查不记录后内部进行一次sort不一样么，何必必须要ROR呢，不错，所以有了SORT-UNION。SORT-UNION就是每个非ROR的索引排序后再进行Merge – 来自 http://www.cnblogs.com/nocode/archive/2013/01/28/2880654.html
❞