Oracle死锁案例分析

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

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