打算写一系列死锁分析的例子，将平时遇到的死锁例子记录下来，做好记录，也当做积累。
死锁输出
2017-10-10 17:07:21 7f45a5104700InnoDB: transactions deadlock detected, dumping detailed information. 2017-10-10 17:07:21 7f45a5104700 *** (1) TRANSACTION: TRANSACTION 47225424098, ACTIVE 0 sec starting index read mysql tables in use 1, locked 1 LOCK WAIT 6 lock struct(s), heap size 1184, 3 row lock(s), undo log entries 1 MySQL thread id 40396441, OS thread handle 0x7f569a68e700, query id 9746347697 10.200.181.72 trade updating update table_b set updated_at = now(), price = 36900, where id = 1 and sku_id = 36171933 AND goods_id = 2 and kdt_id = 3 and offline_id = 1 *** (1) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED: RECORD LOCKS space id 13387 page no 67 n bits 344 index `PRIMARY` of table `dbname`.`table_b` trx id 47225424098 lock_mode X locks rec but not gap waiting *** (2) TRANSACTION: TRANSACTION 47225424090, ACTIVE 0 sec starting index read, thread declared inside InnoDB 5000 mysql tables in use 1, locked 1 6 lock struct(s), heap size 1184, 13 row lock(s), undo log entries 1 MySQL thread id 40397515, OS thread handle 0x7f45a5104700, query id 9746347700 10.200.181.72 trade updating update table_a set updated_at = now(), stock_num = 0, where goods_id = 2 and offline_id = 1 and kdt_id = 3 and id = 2 *** (2) HOLDS THE LOCK(S): RECORD LOCKS space id 13387 page no 67 n bits 344 index `PRIMARY` of table `dbname`.`table_b` trx id 47225424090 lock_mode X locks rec but not gap *** (2) WAITING FOR THIS LOCK TO BE GRANTED: RECORD LOCKS space id 13451 page no 193 n bits 192 index `PRIMARY` of table `dbname`.`table_a` trx id 47225424090 lock_mode X locks rec but not gap waiting *** WE ROLL BACK TRANSACTION (2)
table_a 的索引
UNIQUE KEY `uniq_gid_oid_sid` (`goods_id`,`offline_id`,`sku_id`),
table_b 的索引
UNIQUE KEY `uniq_gid_oid_sid` (`goods_id`,`offline_id`,`sku_id`)
具体的表名以及关键信息已经做了脱敏处理，采用table_a，table_b 。
死锁分析
要了解死锁的产生，必须先了解具体的事务逻辑，因此和开发进行沟通，这个事务的逻辑过程
- 首先会开启一个会话，查询table_a 表里面根据(goods_id,offline_id)查询是否存在对应的记录，如果存在执行第二步，如果不存在执行第三步
- 另外开启一个事务，执行select * from table_a where goods_id=xx and offline_id=yy for update,然后update table_b 表对应(goods_id,offline_id,sku_id)的记录，然后再次更新table_a 表的记录（根据ID）
- 另外开启一个事务，执行select * from table_a where goods_id=xx and offline_id=yy ,如果存在，则update table_b 表对应(goods_id,offline_id,sku_id)的记录+update table_a(根据ID），否则执行插入table_b 的操作+插入table_a 的操作
看死锁输出的等待 + 业务操作过程，画出等待矩阵图。
图片1整个等待如上表所示，在@t4 时刻，Sess 1 对TABLE B 执行更新操作，发生等待，因为Sess 2 在@t3 时刻对TABLE B 表进行了更新操作。Sess 2在@t5时刻进行 UPDATE TABLE_A 发生了等待，因为Sess 1在@t2 时刻发生了更新操作。
但是这个图，我们仔细一想就是不可能的，因为在Sess 2 对 Table_A 进行了FOR UPDATE 后，那么Sess 1是不可能拿到TABLE A 的X lock的。
再次分析业务逻辑，我们发现在第三步的操作过程中，如果第一次查询不存在的时候，进入事务中，再次查询和第一次查询的结果可能存在不一致，也就是说，事务里面可能查询到记录。因此就会导致更新TABLE A 的时候，事务里面是没有执行SELECT TABLE_A FOR UPDATE的！
那么整个执行过程应该如下：
图片2@t4 的Sess 1 在等待 @t3 的Sess2， @t5的Sess 2 在等待 @t2 的Sess1，形成典型的交叉等待。其中 Sess2 没有执行FOR UPDATE。
整个业务逻辑就是：
- Sess 2 查询发现没有记录，开启一个事务
- Sess 1 查询发现有记录（其他会话插入），开启一个事务，执行FOR UPDATE
- Sess 2 执行表B 的update操作
- Sess 1 执行表A 的update 操作 ... 那么如何避免这种典型的死锁呢？
- 修改业务逻辑，在第一次查询A表的时候，如果查到记录，可以传个FLAG，到事务中，那么事务中就执行执行插入操作，如果已经存在记录，就报错
- 修改SQL执行顺序，那么首先 A表 for update，然后更新A表，再更新B表，整个执行逻辑总是A表现操作，在操作B表，不会形成因为执行顺序不相同的死锁
小结
死锁的分析，一定要结合业务执行过程，否则凭空想象猜测，脑细胞要不够用哈哈。。