MySQL 锁等待超时（Lock wait timeout exceeded）

问题：Lock wait timeout exceededtry restarting transaction

MySQL版本：5.6.44

官方文档

意思是：InnoDB在锁等待超时过期时报告此错误。等待时间过长的语句被回滚（而不是整个事务）。如果SQL语句需要等待其他事务完成的时间更长，则可以增加 innodb_lock_wait_timeout 配置选项的值；如果太多长时间运行的事务导致锁定问题并降低繁忙系统上的并发性，则可以减少该选项的值。

锁等待超时，可能是出现了死锁，也可能有事务长时间未提交

库：information_schema

表：

查看各表信息

innodb_trx 表

innodb_locks 表

innodb_lock_waits 表

processlist 表

模拟出现死锁

准备一张只有主键的表：t_test (id)

Navicat 新建查询1

Navicat 新建查询2

检查是否锁表

查询当前正在执行的事务

查询当前出现的锁

查询锁等待对应的关系

查询等待锁的事务所执行的SQL

最后，事务2 等待锁超时报错： Lock wait timeout exceededtry restarting transaction

通过事务线程ID查找进程信息

win10 查看端口信息

当多个事务同时持有和请求同一资源上的锁而产生循环依赖的时候就产生了死锁。死锁发生在事务试图以不同的顺序锁定资源。以StockPrice表上的两个事务为例： 事务1 START TRANSACTION UPDATE StockPrice SET close = 45.50 WHERE stock_id = 4 and date = '2002-05-01' UPDATE StockPrice SET close = 19.80 WHERE stock_id = 3 and date = '2002-05-02' COMMIT 事务 #2 START TRANSACTION UPDATE StockPrice SET high = 20.12 WHERE stock_id = 3 and date = '2002-05-02' UPDATE StockPrice SET COMMIT 如果不走运的话，每个事务都可以执行完第一个语句，并在过程中锁住资源。然后每个事务都试图去执行第二行语句，当时却发现它被锁住了。两个事务将永远的等待对方完成，除非有其他原因打断死锁。 为了解决这个问题，数据库实现了各种死锁探查和超时机制。像InnoDB这样复杂的存储引擎会提示循环依赖并且立即返回错误。否则死锁将会导致查询非常缓慢。其他一些不好的做法是等待超时后放弃。当前InnoDB处理死锁的方式是回滚持有最少排他行级锁的事务。（几乎最简单的回滚的参考指标） 锁的行为是顺序是存储引擎决定的。因此，一些存储引擎可能会在特定的 *** 作顺序下发生死锁，其他的可能没有。死锁有两种：一些是因为实际数据冲突而无法避免，一些是因为存储引擎的工作方式产生。 只有部分或者完全回滚其中的一个事务才可能打破死锁。死锁是事务系统中客观存在的事实，你的应该在设计上必须应该考虑处理死锁。一些业务系统可以从头重试事务。 如何处理死锁 死锁是事务型数据库典型的问题，但是除非它们频繁出现以至于你更本不能运行某个事务，它们一般是不危险的。正常地，你必须编写你的应用程序使得它们总是准备如果因为死锁而 回滚一个事务就重新发出一个事务。 InnoDB使用自动行级锁定。即使在只插入或删除单个行的事务的情况下，你可以遇到死锁。这是因为这些 *** 作不是真正的“极小的”，它们自动对插入或删除的行的（可能是数个）索引记录设置锁定。 你可以用下列技术对付死锁减少它们发生的可能性： 用Use SHOW INNODB STATUS来确定最后一个死锁的原因。这样可以帮助你调节应用程序来避免死锁。 总是准备着重新发出事务，如果它因为死锁而失败了。死锁不危险，再试一次。 经常提交你的事务。小事务更少地倾向于冲突。 如果你正使用锁定读，（SELECT ... FOR UPDATE或 ... LOCK IN SHARE MODE），试着用更低的隔离级别，比如READ COMMITTED。 以固定的顺序访问你的表和行。则事务形成良好定义的查询并且没有死锁。 添加精心选定的索引到你的表。则你的查询需要扫描更少的索引记录并且因此设置更少的锁定。使用EXPLAIN SELECT来确定对于你的查询,MySQL认为哪个索引是最适当的。 使用更少的锁定。如果你可以接受允许一个SELECT从一个旧的快照返回数据，不要给它添加FOR UPDATE或LOCK IN SHARE MODE子句。这里使用READ COMMITTED隔离级别是比较好的，因为每个在同一事务里的持续读从它自己新鲜的快照里读取。 如果没有别的有帮助的了，用表级锁定系列化你的事务。用LOCK TABLES对事务型表（如InnoDB)的正确方法是设置AUTOCOMMIT = 0 并且不调用UNLOCK TABLES直到你明确地提交了事务。例如，如果你需要写表t1并从表t读，你可以按如下做： SET AUTOCOMMIT=0 LOCK TABLES t1 WRITE, t2 READ, ... [do something with tables t1 and t2 here] COMMIT UNLOCK TABLES 表级锁定使得你的事务很好地排队，并且死锁被避免了。 领一个系列化事务的方法是创建一个辅助的“semaphore” 表，它只包含一个单行。让每个事务在访问其它表之前更新那个行。以这种方式，所有事务以序列的方式发生。注意，InnoDB即时死锁检测算法也能在这种情况下起租用，因为系列化锁定是行级锁定。超时方法，用MySQL表级锁定，必须被用来解决死锁。 在应用程序中使用LOCK TABLES命令，如果AUTOCOMMIT=1,MySQL不设定InnoDB表锁定。

当你开始执行一个 ALTER ，而你遇到了可怕的“元数据锁定等待”，我敢肯定你一定遇见过。我最近遇到了一个案例，其中被更改的表要执行一个很小范围的更新（<100行）。ALTER 在负载测试期间一直等待了几个小时。在停止负载测试后，ALTER 按预期在不到一秒的时间内就完成了。那么这里发生了什么？

检查外键

每当有奇数次锁定时，我的第一直觉就是检查外键。当然这张表有一些外键引用了一个更繁忙的表。但是这种行为似乎仍然很奇怪。对表运行 ALTER 时，会针对子表请求一个 SHARED_UPGRADEABLE 元数据锁。还有针对父级的 SHARED_READ_ONLY 元数据锁。

我们来看看如何根据文档获取元数据锁定[1]：

如果给定锁定有多个服务器，则首先满足最高优先级锁定请求，并且与 max_write_lock_count系统变量有关。写锁定请求的优先级高于读取锁定请求。

[1]：https://dev.mysql.com/doc/refman/en/metadata-locking.html

请务必注意锁定顺序是序列化的：语句逐个获取元数据锁，而不是同时获取，并在此过程中执行死锁检测。

通常在考虑队列时考虑先进先出。如果我发出以下三个语句（按此顺序），它们将按以下顺序完成：

1. INSERT INTO parent2. ALTER TABLE child3. INSERT INTO parent

但是当子 ALTER 语句请求对父进行读取锁定时，尽管排序，但两个插入将在 ALTER 之前完成。以下是可以演示此示例的示例场景：

数据初始化：

CREATE TABLE `parent` (

`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,

`val` varchar(10) DEFAULT NULL,

PRIMARY KEY (`id`)

) ENGINE=InnoDB

CREATE TABLE `child` (

`id` int(11) NOT NULL AUTO_INCREMENT,

`parent_id` int(11) DEFAULT NULL,

`val` varchar(10) DEFAULT NULL,

PRIMARY KEY (`id`),

KEY `idx_parent` (`parent_id`),

CONSTRAINT `fk_parent` FOREIGN KEY (`parent_id`) REFERENCES `parent` (`id`) ON DELETE CASCADE ON UPDATE NO ACTION

) ENGINE=InnoDB

INSERT INTO `parent` VALUES (1, "one"), (2, "two"), (3, "three"), (4, "four")

Session 1:

start transactionupdate parent set val = "four-new" where id = 4

Session 2:

alter table child add index `idx_new` (val)

Session 3:

start transactionupdate parent set val = "three-new" where id = 3

此时，会话 1 具有打开的事务，并且处于休眠状态，并在父级上授予写入元数据锁定。 会话 2 具有在子级上授予的可升级（写入）锁定，并且正在等待父级的读取锁定。最后会话 3 具有针对父级的授权写入锁定：

mysql>select * from performance_schema.metadata_locks+-------------+-------------+-------------------+---------------+-------------+| OBJECT_TYPE | OBJECT_NAME | LOCK_TYPE         | LOCK_DURATION | LOCK_STATUS |+-------------+-------------+-------------------+---------------+-------------+| TABLE       | child       | SHARED_UPGRADABLE | TRANSACTION   | GRANTED     | <- ALTER (S2)| TABLE       | parent      | SHARED_WRITE      | TRANSACTION   | GRANTED     | <- UPDATE (S1)| TABLE       | parent      | SHARED_WRITE      | TRANSACTION   | GRANTED     | <- UPDATE (S3)| TABLE       | parent      | SHARED_READ_ONLY  | STATEMENT     | PENDING     | <- ALTER (S2)+-------------+-------------+-------------------+---------------+-------------+

请注意，具有挂起锁定状态的唯一会话是会话 2（ALTER）。会话 1 和会话 3 （分别在 ALTER 之前和之后发布）都被授予了写锁。排序失败的地方是在会话 1 上发生提交的时候。在考虑有序队列时，人们会期望会话 2 获得锁定，事情就会继续进行。但是，由于元数据锁定系统的优先级性质，会话 3 具有锁定，会话 2 仍然等待。

如果另一个写入会话进入并启动新事务并获取针对父表的写锁定，则即使会话 3 完成，ALTER 仍将被阻止。

只要我保持一个对父表打开元数据锁定的活动事务，子表上的 ALTER 将永远不会完成。更糟糕的是，由于子表上的写锁定成功（但是完整语句正在等待获取父读锁定），所以针对子表的所有传入读取请求都将被阻止！

另外，请考虑一下您通常如何对无法完成的语句进行故障排除。您查看已经打开较长时间的事务（在进程列表和 InnoDB 状态中）。但由于阻塞线程现在比 ALTER 线程更年轻，因此您将看到的最旧的事务/线程是 ALTER 。

这正是这种情况下发生的情况。在准备发布时，我们的客户端正在运行 ALTER 语句并结合负载测试（一种非常好的做法！）以确保顺利发布。问题是负载测试保持对父表打开一个活动的写事务。这并不是说它只是一直在写，而是有多个线程，一个总是活跃的。 这阻止了 ALTER 完成并阻止对相对静态的子表的随后的读请求。

幸运的是，这个问题有一个解决方案（除了从设计模式中驱逐外键）。变量 max_write_lock_count[2] 可用于允许在写入锁定之后在读取锁定之前授予读取锁定连续写锁。默认情况下，此变量设置为 18446744073709551615，如果你对该表发出 10,000 次写入/秒，那么你的读将被锁定 5800 万年……

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