MySQL在并發(fā)場景下的問題及解決思路

Baruch 2018-01-21

展開全文

1、背景

對于數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)來說在多用戶并發(fā)條件下提高并發(fā)性的同時又要保證數(shù)據(jù)的一致性一直是數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)追求的目標，既要滿足大量并發(fā)訪問的需求又必須保證在此條件下數(shù)據(jù)的安全，為了滿足這一目標大多數(shù)數(shù)據(jù)庫通過鎖和事務(wù)機制來實現(xiàn)，MySQL數(shù)據(jù)庫也不例外。盡管如此我們?nèi)匀粫跇I(yè)務(wù)開發(fā)過程中遇到各種各樣的疑難問題，本文將以案例的方式演示常見的并發(fā)問題并分析解決思路。

2、表鎖導(dǎo)致的慢查詢的問題

首先我們看一個簡單案例，根據(jù)ID查詢一條用戶信息：

mysql> select * from user where id=6;

這個表的記錄總數(shù)為3條，但卻執(zhí)行了13秒。

出現(xiàn)這種問題我們首先想到的是看看當(dāng)前MySQL進程狀態(tài)：

從進程上可以看出select語句是在等待一個表鎖，那么這個表鎖又是什么查詢產(chǎn)生的呢？這個結(jié)果中并沒有顯示直接的關(guān)聯(lián)關(guān)系，但我們可以推測多半是那條update語句產(chǎn)生的（因為進程中沒有其他可疑的SQL），為了印證我們的猜測，先檢查一下user表結(jié)構(gòu)：

果然user表使用了MyISAM存儲引擎，MyISAM在執(zhí)行操作前會產(chǎn)生表鎖，操作完成再自動解鎖。如果操作是寫操作，則表鎖類型為寫鎖，如果操作是讀操作則表鎖類型為讀鎖。正如和你理解的一樣寫鎖將阻塞其他操作(包括讀和寫)，這使得所有操作變?yōu)榇?；而讀鎖情況下讀-讀操作可以并行，但讀-寫操作仍然是串行。以下示例演示了顯式指定了表鎖（讀鎖），讀-讀并行，讀-寫串行的情況。

顯式開啟/關(guān)閉表鎖，使用lock table user read/write; unlock tables;

session1：

session2：

可以看到會話1啟用表鎖（讀鎖）執(zhí)行讀操作，這時會話2可以并行執(zhí)行讀操作，但寫操作被阻塞。接著看：

session1：

session2：

當(dāng)session1執(zhí)行解鎖后，seesion2則立刻開始執(zhí)行寫操作，即讀-寫串行。

總結(jié)：

到此我們把問題的原因基本分析清楚，總結(jié)一下——MyISAM存儲引擎執(zhí)行操作時會產(chǎn)生表鎖，將影響其他用戶對該表的操作，如果表鎖是寫鎖，則會導(dǎo)致其他用戶操作串行，如果是讀鎖則其他用戶的讀操作可以并行。所以有時我們遇到某個簡單的查詢花了很長時間，看看是不是這種情況。

解決辦法：

1）盡量不用MyISAM存儲引擎，在MySQL8.0版本中已經(jīng)去掉了所有的MyISAM存儲引擎的表，推薦使用InnoDB存儲引擎。

2）如果一定要用MyISAM存儲引擎，減少寫操作的時間；

3、線上修改表結(jié)構(gòu)有哪些風(fēng)險？

如果有一天業(yè)務(wù)系統(tǒng)需要增大一個字段長度，能否在線上直接修改呢？在回答這個問題前，我們先來看一個案例：

以上語句嘗試修改user表的name字段長度，語句被阻塞。按照慣例，我們檢查一下當(dāng)前進程：

從進程可以看出alter語句在等待一個元數(shù)據(jù)鎖，而這個元數(shù)據(jù)鎖很可能是上面這條select語句引起的，事實正是如此。在執(zhí)行DML（select、update、delete、insert）操作時，會對表增加一個元數(shù)據(jù)鎖，這個元數(shù)據(jù)鎖是為了保證在查詢期間表結(jié)構(gòu)不會被修改，因此上面的alter語句會被阻塞。那么如果執(zhí)行順序相反，先執(zhí)行alter語句，再執(zhí)行DML語句呢？DML語句會被阻塞嗎？例如我正在線上環(huán)境修改表結(jié)構(gòu)，線上的DML語句會被阻塞嗎？答案是：不確定。

在MySQL5.6開始提供了online ddl功能，允許一些DDL語句和DML語句并發(fā)，在當(dāng)前5.7版本對online ddl又有了增強，這使得大部分DDL操作可以在線進行。詳見：https://dev./doc/refman/5.7/en/innodb-create-index-overview.html

所以對于特定場景執(zhí)行DDL過程中，DML是否會被阻塞需要視場景而定。

總結(jié)：通過這個例子我們對元數(shù)據(jù)鎖和online ddl有了一個基本的認識，如果我們在業(yè)務(wù)開發(fā)過程中有在線修改表結(jié)構(gòu)的需求，可以參考以下方案：

1. 盡量在業(yè)務(wù)量小的時間段進行；

2. 查看官方文檔，確認要做的表修改可以和DML并發(fā)，不會阻塞線上業(yè)務(wù)；

3. 推薦使用percona公司的pt-online-schema-change工具，該工具被官方的online ddl更為強大，它的基本原理是：通過insert… select…語句進行一次全量拷貝，通過觸發(fā)器記錄表結(jié)構(gòu)變更過程中產(chǎn)生的增量，從而達到表結(jié)構(gòu)變更的目的。

例如要對A表進行變更，主要步驟為：

創(chuàng)建目的表結(jié)構(gòu)的空表，A_new;
在A表上創(chuàng)建觸發(fā)器，包括增、刪、改觸發(fā)器;
通過insert…select…limit N 語句分片拷貝數(shù)據(jù)到目的表
Copy完成后，將A_new表rename到A表。

4、一個死鎖問題的分析

在線上環(huán)境下死鎖的問題偶有發(fā)生，死鎖是因為兩個或多個事務(wù)相互等待對方釋放鎖，導(dǎo)致事務(wù)永遠無法終止的情況。為了分析問題，我們下面將模擬一個簡單死鎖的情況，然后從中總結(jié)出一些分析思路。

演示環(huán)境：MySQL5.7.20 事務(wù)隔離級別：RR

表user：

CREATE TABLE `user` ( `id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT, `name` varchar(300) DEFAULT NULL, `age` int(11) DEFAULT NULL, PRIMARY KEY (`id`) ) ENGINE=InnoDB AUTO_INCREMENT=5 DEFAULT CHARSET=utf8

下面演示事務(wù)1、事務(wù)2工作的情況：

	事務(wù)1	事務(wù)2	事務(wù)監(jiān)控
T1	begin; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)	begin; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
T2	select * from user where id=3 for update; +----+------+------+ \| id \| name \| age \| +----+------+------+ \| 3 \| sun \| 20 \| +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)	select * from user where id=4 for update; +----+------+------+ \| id \| name \| age \| +----+------+------+ \| 4 \| zhou \| 21 \| +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)	select * from information_schema.INNODB_TRX；通過查詢元數(shù)據(jù)庫innodb事務(wù)表，監(jiān)控到當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為2，即事務(wù)1、事務(wù)2。
T3	update user set name='haha' where id=4; 因為id=4的記錄已被事務(wù)2加上行鎖，該語句將阻塞		監(jiān)控到當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為2。
T4	阻塞狀態(tài)	update user set name='hehe' where id=3; ERROR 1213 (40001): Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction id=3的記錄已被事務(wù)1加上行鎖，而本事務(wù)持有id=4的記錄行鎖，此時InnoDB存儲引擎檢查出死鎖，本事務(wù)被回滾。	事務(wù)2被回滾，事務(wù)1仍在運行中，監(jiān)控當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為1。
T5	Query OK, 1 row affected (20.91 sec) Rows matched: 1 Changed: 1 Warnings: 0 由于事務(wù)2被回滾，原來阻塞的update語句被繼續(xù)執(zhí)行。		監(jiān)控當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為1。
T6	commit； Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)		事務(wù)1已提交、事務(wù)2已回滾，監(jiān)控當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為0。

這是一個簡單的死鎖場景，事務(wù)1、事務(wù)2彼此等待對方釋放鎖，InnoDB存儲引擎檢測到死鎖發(fā)生，讓事務(wù)2回滾，這使得事務(wù)1不再等待事務(wù)B的鎖，從而能夠繼續(xù)執(zhí)行。那么InnoDB存儲引擎是如何檢測到死鎖的呢？為了弄明白這個問題，我們先檢查此時InnoDB的狀態(tài)：

show engine innodb status\G

------------------------
LATEST DETECTED DEADLOCK
------------------------
2018-01-14 12:17:13 0x70000f1cc000
*** (1) TRANSACTION:
TRANSACTION 5120, ACTIVE 17 sec starting index read
mysql tables in use 1, locked 1
LOCK WAIT 3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s)
MySQL thread id 10, OS thread handle 123145556967424, query id 2764 localhost root updating
update user set name='haha' where id=4
*** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 94 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `test`.`user` trx id 5120 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000004; asc ;;
1: len 6; hex 0000000013fa; asc ;;
2: len 7; hex 520000060129a6; asc R ) ;;
3: len 4; hex 68616861; asc haha;;
4: len 4; hex 80000015; asc ;;

*** (2) TRANSACTION:
TRANSACTION 5121, ACTIVE 12 sec starting index read
mysql tables in use 1, locked 1
3 lock struct(s), heap size 1136, 2 row lock(s)
MySQL thread id 11, OS thread handle 123145555853312, query id 2765 localhost root updating
update user set name='hehe' where id=3
*** (2) HOLDS THE LOCK(S):
RECORD LOCKS space id 94 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `test`.`user` trx id 5121 lock_mode X locks rec but not gap
Record lock, heap no 5 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000004; asc ;;
1: len 6; hex 0000000013fa; asc ;;
2: len 7; hex 520000060129a6; asc R ) ;;
3: len 4; hex 68616861; asc haha;;
4: len 4; hex 80000015; asc ;;

*** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED:
RECORD LOCKS space id 94 page no 3 n bits 80 index PRIMARY of table `test`.`user` trx id 5121 lock_mode X locks rec but not gap waiting
Record lock, heap no 7 PHYSICAL RECORD: n_fields 5; compact format; info bits 0
0: len 4; hex 80000003; asc ;;
1: len 6; hex 0000000013fe; asc ;;
2: len 7; hex 5500000156012f; asc U V /;;
3: len 4; hex 68656865; asc hehe;;
4: len 4; hex 80000014; asc ;;

*** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)

InnoDB狀態(tài)有很多指標，這里我們截取死鎖相關(guān)的信息，可以看出InnoDB可以輸出最近出現(xiàn)的死鎖信息，其實很多死鎖監(jiān)控工具也是基于此功能開發(fā)的。

在死鎖信息中，顯示了兩個事務(wù)等待鎖的相關(guān)信息（藍色代表事務(wù)1、綠色代表事務(wù)2），重點關(guān)注：WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED和HOLDS THE LOCK(S)。

WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED表示當(dāng)前事務(wù)正在等待的鎖信息，從輸出結(jié)果看出事務(wù)1正在等待heap no為5的行鎖，事務(wù)2正在等待 heap no為7的行鎖；

HOLDS THE LOCK(S)：表示當(dāng)前事務(wù)持有的鎖信息，從輸出結(jié)果看出事務(wù)2持有heap no為5行鎖。

從輸出結(jié)果看出，最后InnoDB回滾了事務(wù)2。

那么InnoDB是如何檢查出死鎖的呢？

我們想到最簡單方法是假如一個事務(wù)正在等待一個鎖，如果等待時間超過了設(shè)定的閾值，那么該事務(wù)操作失敗，這就避免了多個事務(wù)彼此長等待的情況。參數(shù)innodb_lock_wait_timeout正是用來設(shè)置這個鎖等待時間的。

如果按照這個方法，解決死鎖是需要時間的（即等待超過innodb_lock_wait_timeout設(shè)定的閾值），這種方法稍顯被動而且影響系統(tǒng)性能，InnoDB存儲引擎提供一個更好的算法來解決死鎖問題，wait-for graph算法。簡單的說，當(dāng)出現(xiàn)多個事務(wù)開始彼此等待時，啟用wait-for graph算法，該算法判定為死鎖后立即回滾其中一個事務(wù)，死鎖被解除。該方法的好處是：檢查更為主動，等待時間短。

下面是wait-for graph算法的基本原理：

為了便于理解，我們把死鎖看做4輛車彼此阻塞的場景：

4輛車看做4個事務(wù)，彼此等待對方的鎖，造成死鎖。wait-for graph算法原理是把事務(wù)作為節(jié)點，事務(wù)之間的鎖等待關(guān)系，用有向邊表示，例如事務(wù)A等待事務(wù)B的鎖，就從節(jié)點A畫一條有向邊到節(jié)點B，這樣如果A、B、C、D構(gòu)成的有向圖，形成了環(huán)，則判斷為死鎖。這就是wait-for graph算法的基本原理。

總結(jié)：

1. 如果我們業(yè)務(wù)開發(fā)中出現(xiàn)死鎖如何檢查出？剛才已經(jīng)介紹了通過監(jiān)控InnoDB狀態(tài)可以得出，你可以做一個小工具把死鎖的記錄收集起來，便于事后查看。

2. 如果出現(xiàn)死鎖，業(yè)務(wù)系統(tǒng)應(yīng)該如何應(yīng)對？從上文我們可以看到當(dāng)InnoDB檢查出死鎖后，對客戶端報出一個Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction信息，并且回滾該事務(wù)，應(yīng)用端需要針對該信息，做事務(wù)重啟的工作，并保存現(xiàn)場日志事后做進一步分析，避免下次死鎖的產(chǎn)生。

5、鎖等待問題的分析

在業(yè)務(wù)開發(fā)中死鎖的出現(xiàn)概率較小，但鎖等待出現(xiàn)的概率較大，鎖等待是因為一個事務(wù)長時間占用鎖資源，而其他事務(wù)一直等待前個事務(wù)釋放鎖。

	事務(wù)1	事務(wù)2	事務(wù)監(jiān)控
T1	begin; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)	begin; Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
T2	select * from user where id=3 for update; +----+------+------+ \| id \| name \| age \| +----+------+------+ \| 3 \| sun \| 20 \| +----+------+------+ 1 row in set (0.00 sec)	其他查詢操作	select * from information_schema.INNODB_TRX；通過查詢元數(shù)據(jù)庫innodb事務(wù)表，監(jiān)控到當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為2，即事務(wù)1、事務(wù)2。
T3	其他查詢操作	update user set name='hehe' where id=3; 因為id=3的記錄被事務(wù)1加上行鎖，所以該語句將阻塞（即鎖等待）	監(jiān)控到當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為2。
T4	其他查詢操作	ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction 鎖等待時間超過閾值，操作失敗。注意：此時事務(wù)2并沒有回滾。	監(jiān)控到當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為2。
T5	commit;		事務(wù)1已提交，事務(wù)2未提交，監(jiān)控到當(dāng)前運行事務(wù)數(shù)為1。

從上述可知事務(wù)1長時間持有id=3的行鎖，事務(wù)2產(chǎn)生鎖等待，等待時間超過innodb_lock_wait_timeout后操作中斷，但事務(wù)并沒有回滾。如果我們業(yè)務(wù)開發(fā)中遇到鎖等待，不僅會影響性能，還會給你的業(yè)務(wù)流程提出挑戰(zhàn)，因為你的業(yè)務(wù)端需要對鎖等待的情況做適應(yīng)的邏輯處理，是重試操作還是回滾事務(wù)。

在MySQL元數(shù)據(jù)表中有對事務(wù)、鎖等待的信息進行收集，例如information_schema數(shù)據(jù)庫下的INNODB_LOCKS、INNODB_TRX、INNODB_LOCK_WAITS，你可以通過這些表觀察你的業(yè)務(wù)系統(tǒng)鎖等待的情況。你也可以用一下語句方便的查詢事務(wù)和鎖等待的關(guān)聯(lián)關(guān)系：

SELECT r.trx_id waiting_trx_id, r.trx_mysql_thread_id waiting_thread, r.trx_query wating_query, b.trx_id blocking_trx_id, b.trx_mysql_thread_id blocking_thread, b.trx_query blocking_query FROM information_schema.innodb_lock_waits w INNER JOIN information_schema.innodb_trx b ON b.trx_id = w.blocking_trx_id INNER JOIN information_schema.innodb_trx r ON r.trx_id = w.requesting_trx_id;

結(jié)果：

waiting_trx_id: 5132
waiting_thread: 11
wating_query: update user set name='hehe' where id=3
blocking_trx_id: 5133
blocking_thread: 10
blocking_query: NULL

總結(jié)：

1. 請對你的業(yè)務(wù)系統(tǒng)做鎖等待的監(jiān)控，這有助于你了解當(dāng)前數(shù)據(jù)庫鎖情況，以及為你優(yōu)化業(yè)務(wù)程序提供幫助；

2. 業(yè)務(wù)系統(tǒng)中應(yīng)該對鎖等待超時的情況做合適的邏輯判斷。

6、小結(jié)

本文通過幾個簡單的示例介紹了我們常用的幾種MySQL并發(fā)問題，并嘗試得出針對這些問題我們排查的思路。文中涉及事務(wù)、表鎖、元數(shù)據(jù)鎖、行鎖，但引起并發(fā)問題的遠遠不止這些，例如還有事務(wù)隔離級別、GAP鎖等。真實的并發(fā)問題可能多而復(fù)雜，但排查思路和方法卻是可以復(fù)用，在本文中我們使用了show processlist;show engine innodb status;以及查詢元數(shù)據(jù)表的方法來排查發(fā)現(xiàn)問題，如果問題涉及到了復(fù)制，還需要借助master/slave監(jiān)控來協(xié)助。

參考資料：