MySQL:RR分析死锁一列

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本文也是一个我们都歌词 我们都歌词 我们都歌词 问我死锁大问題。@越前

水平有限 有误请指出

版本:Percona MySQL 5.7.22

对于锁的学习我做了很多输出删剪参考如下:

https://github.com/gaopengcarl/percona-server-locks-detail-5.7.22.git其包含readme

最终RR下形成了环路

我们都歌词 我们都歌词 我们都歌词 还都能否看多之后 c1是主键之后 加锁法律辦法 不管为什么会么会么样都是LOCK_X|LOCK_REC_NOT_GAP,主键上也是同样的。只是 锁住了二级唯一索引和主键的相关记录。

select * from tt where c1=1 for update;

如上你这人得话会访问1,1标记为删除了,1,2不出 提交 的一个记录。你这人之后 就出現了不同。

我们都歌词 我们都歌词 我们都歌词 来看一下函数lock_rec_lock_slow,我做debug的之后 明显看多了不同的逻辑:

最后留下几块栈帧以备分析使用

你这人句比较重要,在二级唯一索引c1上会做一个删除和插入操作,也只是 会将那我 的1,1记录标记为del flag,一同插入2,1这条记录,这会引起一个锁的继承操作(lock_rec_inherit_to_gap_if_gap_lock调用会出現GAP LOCK),之后 之后 都会涉及到唯一性检查之后 还涉及到LOCK_S锁和next key lock的所处(对于二级索引做唯一性检查始终是next key lock)。这里的del flag也是形成死锁的重要因为 。(对于二级索引的update操作一个劲先删除之后 插入记录,主键则会进行判断否是还都能否容下新的记录)

下面是死锁的记录:

到这里RR和RC加锁并不出 有哪些不同,之后 都是唯一值,一同锁继承也都是二级索引上的都是LOCK_S|LOCK_ORDINARY[next_key_lock],之后 下面就会出現不同了。

如下构造法律辦法 ,问为有哪些RC模式下不要死锁,RR模式下死锁。

我们都歌词 我们都歌词 我们都歌词 这上还都能否看多对于RR模式下唯一键c1的1,1之后 删除了。我做了debug发现这里会在函数中row_search_mvcc加锁前做判断如下:

select * from tt where c1=1 for update;

执行后的加锁行为

update tt set id=2 where c1=1;

执行后的加锁行为

还都能否在唯一索引 1,1上 LOCK_ORDINARY|LOCK_X 也只是 只是 next key lock。你这人锁在本事物中并不出 获取过,以上还都能否重新的检测所的兼容性,最终加入了等待英文列表。

select * from tt where c1=1 for update;

实际上你这人之后 所处2条c1=1的记录非要1,1标记为删除了,1,2不出 提交,都是还都能否访问的。

之后 堵塞行为为:

我们都歌词 我们都歌词 我们都歌词 抛开很多来分析这两句

死锁所处之后 所处,而RC模式下最后两部还都能否获取的都是 LOCK_REC_NOT_GAP|LOCK_X,着实session 2所处等待英文之后 session之后 之后 获得相同级别的锁不要在进行检测加锁等待英文,而直接通过了。