linuxsir首页 LinuxSir.Org | Linux、BSD、Solaris、Unix | 开源传万世,因有我参与欢迎您!
网站首页 | 设为首页 | 加入收藏
您所在的位置:主页 > Linux数据库 >

Oracle死锁案例分析

时间:2019-04-17  来源:未知  作者:admin666

问题背景描述:

发生Oracle死锁的多个进程执行的都是同一个存储过程,大概代码及顺序如下:

--1.首先通过主键order_no锁住一条订单
select t.* from order t where t.order_no='order_no' for update;
--2.其次通过主键channel_id锁住一个渠道
select t.* from channel t where t.channel_id='channel_id' for update;
--3.然后通过主键order_no对订单表数据进行修改
update order t set t.order_status=0,t.finish_time=sysdate where t.order_no='order_no';
commit;

死锁情况描述
session A
--正在执行语句3,他处于enq: TX - allocate ITL entry等待
update order t set t.order_status=0,t.finish_time=sysdate where t.order_no='orderno_a';

session B
--正在执行语句2,他处于enq: TX - row lock contention等待
select t.* from channel t where t.channel_id='ch1' for update;

session C
正在执行语句2,他处于enq: TX - row lock contention等待
select t.* from channel t where t.channel_id='ch1' for update;

可能还会有更多的session处于执行语句2,并等待enq: TX - row lock contention的情况,这里暂时只列3个session,其实2个也够了,也能形成,只是概率很低。

等待链
A被C堵塞,C被B堵塞,B被A堵塞
等待链分析:
A执行到语句3了,说明主键为orderno_a的order数据行锁和ch1的channel数据行锁已经获取到了,而其余的B和C只能等待该ch1数据的行锁释放。
B和C都执行到语句2了,说明他们都获取到了各自的order数据行锁,且数据不是orderno_a锁代表的数据。这点毋庸置疑。
疑问 :A,B,C操作的都是不同的订单数据行,且都获取到了各自的行锁的,为什么在表order上,还会发生A被C堵塞呢。

要知道为什么有这个疑问,就要先明白,在A执行order的for update时是已经获取了itl资源的,所以在后来真正update数据时是不应该存在这个等待的enq: TX - allocate ITL entry,因为他已经获取这个资源了。

死锁分析
要分析这个死锁就要明白等待事件enq: TX - allocate ITL entry所代表的资源itl事务槽的含义。itl事务槽是数据块头中用来标记事务的记录。在这里有个重点是 数据块 。想一想,如果 事务跨数据块 了会怎样。这就是这个死锁的关键点。当然不同表的事务肯定跨数据块了,一个事务即使修改一个表的多条数据也可能跨块了。 这里的情况是,order表上事务都是通过主键来操作的,对于一条数据,要跨越数据块,行迁移或者行连接会有这种情况。

简单说下这两种情况
行迁移一般是update后经常出现,比如一个err_mesg字段,初期只有10个字符,后面update为1000个字符,如果这个时候原数据块找不下了,他就会找另外的数据块来存放,而原数据块上放一个新数据块的dba(data block address),指向新的数据块,如下图: 行连接一般是insert时出现的,比如一条数据非常大,大到一个块装不下了,oracle会拆分成多个块来存放。可以通过创建块尺寸小的表空间来测试。

到此处, 要明白itl是数据块上的资源,即使是同一个事务中,如果事务跨数据块了,当他要修改这个数据块时,他也需要重新再次在这个新块上申请itl资源 ,也就是我这里死锁中,假设orderno_a数据rowid指向的块为dba_1,行迁移中指向的块为dba_2,在最开始for update时获取的是块dba_1中的itl资源,当最后真正update数据时,为了保护操作,需要获取dba_2上的itl资源。而此时,其余的很多session,比如B,C......N 等等session将块dba_2上的itl资源耗尽了,那么session A就处于等待数据块dba_2上的itl资源的状态,对应于enq: TX - allocate ITL entry。而其他session将等待session A释放渠道表数据的锁。完成了锁的闭环

到此死锁分析完毕。

可以使用以下代码来做简单的测试

--创建order表,将PCTFREE置为0,INITRANS置为1create table t_order(mesg varchar2(4000)) PCTFREE 0 INITRANS 1;
--创建channel表
create table t_channel(id NUMBER);
--准备数据,对于order表,至少要有两个块有数据
--第一个块的数据,有三条,即a,b,c
insert into t_order select rpad('a',3000,'a') from dual;
insert into t_itl select rpad('b',1000,'b') from dual;
insert into t_order select rpad('c',3000,'c') from dual;
--更改数据b,此时第一个块装不下,将会发生行迁移
update t_order set mesg=(select rpad('b',3000,'b') from dual) where mesg like 'b%';
--可以使用以下语句分析行迁移的表,只用作测试,在线生产慎用,可以dump第一个数据块找到,迁移到哪一个dba去了
create table CHAINED_ROWS (
  owner_name        varchar2(30),
  table_name        varchar2(30),
  cluster_name      varchar2(30),
  partition_name    varchar2(30),
  subpartition_name  varchar2(30),
  head_rowid        rowid,
  analyze_timestamp  date
);
analyze table t_order list chained rows;
select * from CHAINED_ROWS;
--继续插入数据,将迁移后的数据块数据增加,方便之后for update时消耗这个块的itl资源
--通常情况,下面插入的数据就是放在b数据迁移后的数据块的
insert into t_order select rpad('d',1000,'d') from dual;
insert into t_order select rpad('f',6000,'f') from dual;
insert into t_order select rpad('g',300,'g') from dual;
insert into t_order select rpad('h',100,'h') from dual;
/*开始模拟死锁*/
--t1时刻
  --session A
    select * from t_order where mesg like 'b%' for update;
    select * from  t_channel where id=1 for update;
 --t2时刻
  --session B
    select * from t_order where mesg like 'd%' for update;
    select * from  t_channel where id=1 for update;--等待session A 释放
  --其余session
    select * from t_order where mesg like 'f%' for update;
    select * from  t_channel where id=1 for update;--加入该条数据的行锁等待
    select * from t_order where mesg like 'g%' for update;
    select * from  t_channel where id=1 for update;--加入该条数据的行锁等待
    .....
/*如果这些数据不在b所在的块,可以通过设置where条件为以下内容来指定更改b迁移后的块
where DBMS_ROWID.ROWID_BLOCK_NUMBER(ROWID) = 'block_no'
    and DBMS_ROWID.ROWID_ROW_NUMBER(ROWID) = 1;
--此时session B与其余session将t_order的第二个块,即d,f,g,h数据所在的块的itl耗尽
--t3时刻
  --session A 去更改t_order的数据
    update t_order t set t.mesg='bbbbb' where t.mesg like 'b%';
  --此时会等待session B及其他session释放itl资源,而session B及其他session又在等待session A释放channel的锁
  --形成了互相等待,闭环,死锁形成

更多Oracle相关信息见Oracle 专题页面 https://www.linuxidc.com/topicnews.aspx?tid=12

Linux公社的RSS地址:https://www.linuxidc.com/rssFeed.aspx

友情链接
  • Mozilla发布Firefox 67.0.4,修复沙箱逃逸漏洞
  • 蚂蚁金服正式成为CNCF云原生计算基金会黄金会员
  • Firefox 68将采用Microsoft BITS安装更新
  • OpenSSH增加对存储在RAM中的私钥的保护
  • 谷歌想实现自己的curl,为什么?
  • Raspberry Pi 4发布:更快的CPU、更大的内存
  • Firefox的UA将移除CPU架构信息
  • Ubuntu放弃支持32位应用程序实属乌龙,Steam会否重回Ubuntu怀抱
  • Qt 5.13稳定版发布:引入glTF 2.0、改进Wayland以及支持Lottie动
  • 红帽企业Linux 7现已内置Redis 5最新版
  • Slack进入微软内部禁用服务清单,GitHub也在其列?
  • 安全的全新编程语言V发布首个可用版本
  • Windows Terminal已上架,快尝鲜
  • 阿里巴巴微服务开源生态报告No.1
  • 面世两年,Google地球将支持所有基于Chromium的浏览器
  • 推进企业容器化持续创新,Rancher ECIC千人盛典完美收官
  • CentOS 8.0最新构建状态公布,或于数周后发布
  • Debian移植RISC
  • 微软拆分操作系统的计划初现雏形
  • Oracle发布基于VS Code的开发者工具,轻松使用Oracle数据库
  • Ubuntu 19.10停止支持32位的x86架构
  • 微软为Windows Terminal推出全新logo
  • 联想ThinkPad P系列笔记本预装Ubuntu系统
  • 微软发布适用于Win7/8的Microsoft Edge预览版
  • 启智平台发布联邦学习开源数据协作项目OpenI纵横
  • 经过六个多月的延迟,微软终于推出Hyper
  • ZFS On Linux 0.8.1 发布,Python可移植性工作
  • DragonFly BSD 5.6.0 发布,HAMMER2状态良好
  • Linux Kernel 5.2
  • CentOS 8.0 看起来还需要几周的时间
  • 百度网盘Linux版正式发布
  • PCIe 6.0宣布:带宽翻倍 狂飙至256GB/s
  • PHP 7.4 Alpha 发布,FFI扩展,预加载Opcache以获得更好的性能
  • Canonical将在未来的Ubuntu版本中放弃对32位架构的支持
  • Scala 2.13 发布,改进的编译器性能
  • 微软的GitHub收购了Pull Panda,并且使所有订阅完全免费
  • Windows Subsystem for Linux 2 (WSL 2)现在适用于Windows 10用
  • Debian 10 “Buster”的RISC
  • MariaDB宣布发布MariaDB Enterprise Server 10.4
  • DXVK 1.2.2 发布,带来微小的CPU开销优化
  • DragonFlyBSD 5.6 RC1 发布,VM优化,默认为HAMMER2
  • PrimeNG 8.0.0 发布,支持Angular 8,FocusTrap等
  • GIMP 2.10.12 发布,一些有用的改进
  • 清华大学Anaconda 镜像服务即将恢复
  • Debian GNU/Linux 10 “Buster” 操作系统将于2019年7月6日发布
  • 时时彩论坛
  • 五星体育斯诺克
  • 北单比分直播
  • 河北11选5走势图
  • 福建体彩36选7开奖结果
  • 九龙图库下载