【SQL Server学习笔记】事务、锁定、阻塞、死锁

下面是一个网友提出的非常好的问题：http://bbs.csdn.net/topics/390626958
MS SQLSERVER2008的事务，锁，并发的问题

学习了SQL SERVER2008关于事务的讲解，关于锁的讲解，关于并发的理解。但是仍然有一些问题，不是很理解，希望大牛们给予知道。

问题1：并发访问的基础是多个外部进程，可以同时操作同一张表，或者操作同一个记录，总之是相同对象。这样带来的问题是，1、写覆盖，2、不可重复读，3、脏数据，4、幻数据。但是引入了锁以后，为什么锁就解决了上述问题哪？

问题2：比如说写覆盖，在有了共享锁以后，进程A，读取数据时，进程B不能够修改数据，那么进程A读取之后，进程B就可以修改数据了，但是发现进程A其实读到的，不还是错误数据吗？锁也没有解决问题呀？

问题3：关于死锁的问题，是不是说，死锁的发生，是因为两个进程在操作数据时，编写的数据事务有错误，需要修改数据处理的事务，从而解决死锁的问题？还是说，死锁与使用编程的方式实现同步是两个层面的概念？编程解决死锁的问题，是用户在内存中共享数据的处理情况决定的，而数据库的同步是不需要编程的？

下面是我的回答：

1、为什么说，引入了锁之后，就能解决上面的问题呢？其实说到底，这个锁就是用来解决，当有多个并发进程访问同一个数据时，保持数据一致性的。此外，还有一个非常重要，但很多人都忽视的概念，那就是隔离级别的概念，这个隔离级别控制了，进程间相互影响的程度。

所以上面的4个问题，不仅需要锁，还是需要隔离级别来控制，才能得到解决。

sql server的隔离级别有4中：
read uncommitted  读未提交
read committed   读已提交
repeatable read  可重复读
serializable    串行化读

比如，在sql server中，任何一个进程在访问数据时，都会按照隔离级别来访问数据。
默认的隔离级别是read committed，也就是说比如，要访问一条数据，根据访问的性质，获取相应的锁。

如果有个进程A要读取数据，那么就会获取共享锁S，这个时候如果有另一个进程B，需要修改这条数据，那么他按照默认的隔离级别，就为了要修改这条数据，必须要申请一个独占锁X，于是他向sql server 申请x锁，sql server发现有一个进程获取了这条数据的S锁，正在读取数据，还有没读取完成，于是sql server 没有同意进程B的申请，于是B开始处于阻塞状态，他是被A进程阻塞的。

其实反过来也是一样的，如果A已经在修改数据，而B要读取数据，那么B会被A阻塞，这样就使得当有多个进程访问数据时，能实现数据的一致性，读的是一致性的数据，写的也是一致性的数据。

但是如果这个时候，用户修改了隔离级别为read uncommitted，那么进程就会读未提交的数据。
比如A进程修改了数据，还没有提交，B进程的隔离级别为read uncommitted，于是他可以不向sql server 申请共享锁，那么他就直接取内存中读取A已经修改的数据，而这个数据由于还没有提交，所以他读取到的数据是脏数据。

那么同样的，在另外2种隔离级别下，就能实现更加严格的隔离级别，也就是进程间的相互影响更小了。

2、数据库通过锁来实现数据的一致性。你说A读取完了数据，B就能修改了数据，等B修改了数据，A还是不能读取数据，只有等B修改且提交之后，A才能读取数据，这个时候A读取的就是一致的数据。

所谓一致的数据，是只状态，就是这个数据是处于一个确定的状态，而不是别人正在修改的数据，正改到一半呢，还没有全部改完，因为这个时候，如果别人发现，改错了，那么他就会回滚rollback。

这里讲另一个隔离级别，就是可重复读，很有意思。

比如现在有一个进程A，开启了一个事务，采用默认的read committed隔离级别，他在这个事务中有3个语句，第一个是读xx记录，第二个是修改yy记录，第三个还是读xx记录。

读第一个记录时值为1，接下来修改yy记录，修改完了再次读xx记录，发现值变成了2.

这是怎么回事呢？
其实在进程A修改yy记录时，有另一个进程B，去修改了xx记录，把只修改为2了。
由于是read committed隔离级别，在sql server中规定，在事务中读取数据时需要加共享锁S，但读取完成后，会立即释放共享S锁，于是B进程修改xx记录时，就顺利申请了X锁，修改完成后，提交了。
当A再次读取的时候，读取到了2，确实读取的也是已经提交的数据。

通过把隔离级别设置为可重复读，那么在一个事务中，要读取一条记录，所需要申请的共享锁S，要在事务提交或回滚的时候，也就是在事务结束的时候，才会被释放，这样就有效的阻止了进程B对xx记录的修改，那么对进程A来说，第一次和第二次读到的就都是1了。

3、死锁是一个普遍的问题，不是只有数据库才有死锁。
如果上过操作系统的课，都会学过里面的死锁的概念，任何程序，只要是需要访问资源的，都有可能产生死锁。
死锁的产生，主要是和不当的编写程序有关。

一种死锁的情形是，简单来说就是，A进程有了资源1，A又想占有资源2，而B进程有了资源e，但还想用资源1，那么就形成了一个循环，就像三角恋一样，没结果，死循环了就是。

当然，在操作系统和数据库中，都有死锁检测程序，比如在sql server 中就有一个“锁监视器”的线程，来检测死锁，如果一旦发现死锁，就会选择其中一个回滚代价较小的进程，进行回滚，这就解决了死锁问题。

在sql server内部有一个线程：Lock monitor，他的等待类型是：REQUEST_FOR_DEADLOCK_SEARCH，也就是死锁搜索请求，因为这个请求每个一段时间，会自动触发，就像一个定时任务一样

1、事务

隐式事务

/*==================================================================当以create,drop,    fetch,open,    revoke,grand,    alter table,select,insert,delete,update,truncate table语句首先执行的时候，SQL Server会话自动打开一个新的事务，如果在会话中激活了隐式事务模式，那么这个事务会一直保持打开状态，直到rollback或commit语句这个事务才结束，如果忘记提交事务,那么在相应的隔离级别下，事务占用的锁可能不会释放，因此尽量不要用隐式事务。====================================================================*/--会话1set implicit_transactions onupdate tset v = 'ext12'set implicit_transactions offselect @@TRANCOUNT --输出：1，说明事务没有释放                   --占用的X独占锁不会释放，会阻塞其他会话  

--会话2,被会话1阻塞住了，不会返回任何记录select *from t      

在会话1中执行commit来提交事务，那么会话2马上就会返回记录了。

现在把两个会话的执行顺序调换一下：

--会话1set implicit_transactions on  --打开了隐式事务select *from tset implicit_transactions offselect @@TRANCOUNT  --输入：1，说明这个会话中的事务也没有提交

--会话2，会话2没有被会话1阻塞，--之所以这样是因为会话的默认隔离级别是read committed，--会话1中的事务虽然没有提交，但是select语句在这种隔离级别下，--运行完就会释放占用的S共享锁，所以不会阻塞写操作update tset v = 'ext' 

显示数据库最早的活动事务

/*==============================================================如果事务在数据库中始终打开，有可能会阻塞其他进程的操作,为什么是有可能而不是一定呢，原因就是：在默认隔离级别下的select语句查询到数据后就会立即释放共享锁。另外，日志备份也只会截断不活动事务的那部分日志，所以活动的事务会导致日志数据越来越多。为了找到没有提交的事务，可以用下面的命令显示某个数据库最早的活动事务.不过有个例外，就是下面的命令不会返回：不占用锁资源的未提交事务================================================================*/begin tran  --开始显示事务select *from t      --运行后立即释放共享锁select @@TRANCOUNT   --输入：1，说明没有提交事务dbcc opentran('wc')  --显示数据库最早的活动事务，                            --但是这儿显示"没有处于打开状态的活动事务"

通过会话来查询事务信息

--由于上面未提交事务中的select语句在默认的隔离级别下执行后自动释放了共享锁，--所以dbcc opentran命令并没有返回这个活动事务，--不过下面的视图解决了这个问题，可以找到所有活动事务。--找到活动事务select session_id,                     --session_id与transaction_id的对应关系       transaction_id,       is_user_transaction,       is_localfrom sys.dm_tran_session_transactions  --会话中的事务，识别所有打开的事务 where is_user_transaction =1--找到活动事务对应的执行语句select c.session_id,                   --session_id与connection_id的对应关系       c.connection_id,       c.most_recent_sql_handle,       s.text            from sys.dm_exec_connections  c        --执行连接，最近执行的查询信息cross apply sys.dm_exec_sql_text(c.most_recent_sql_handle) swhere c.session_id = 361   --活动事务的具体信息select t.transaction_id,       t.name,                        --这里显示user_transaction       t.transaction_begin_time,              case t.transaction_type         --事务类型   when 1 then '读/写事务'   when 2 then '只读事务'   when 3 then '系统事务'   when 4 then '分布式事务'   end 'transaction type',      case t.transaction_state   when 0 then '事务尚未完全初始化'   when 1 then '事务已初始化但尚未启动'   when 2 then '事务处于活动状态'   when 3 then '事务已结束。该状态用于只读事务'   when 4 then '已对分布式事务启动提交进程'   when 5 then '事务处于准备就绪状态且等待解析'   when 6 then '事务已提交'   when 7 then '事务正在被回滚'   when 8 then '事务已回滚'   end  'transaction state'from sys.dm_tran_active_transactions t    --活动的事务where transaction_id = 150764485

2、锁定

当一个用户要读取另一个用户正在修改的数据，或者一个用户正在修改另一个用户正在读取的数据，或者一个用户要修改另一个用户正在修改的数据，就会出现并发问题。锁定能防止并发问题。

资源的锁定方式称为锁定模式，SQL Server中的锁定模式：共享锁，意向锁，更新锁，排他锁，架构稳定锁，架构修改锁，大批量更新锁，键范围锁。不是所有锁模式都是兼容的，如：一个加了排他锁的资源不能再加其他锁，其他事务必须等待，直到释放排他锁。

可以锁定SQL Server中的各类对象，可以锁定的资源在粒度上差异很大，从细粒度(行、键)到粗粒度(数据库)。细粒度的锁允许用户能查询那些未被锁定的行，并发性更高，但是需要更多的锁资源(每个被锁定的行都需要一个锁资源)；粗粒度的锁降低了并发性，但需要的锁资源很少。

在SQL Server中可锁定的资源：

DB(数据库)Metadata(系统元数据)Object(数据库对象:视图,函数,存储过程,触发器)Table(表)Hobt(堆或B树)Allocation Unit(按照数据的类型(数据,行溢出、大对象)分组的相关页面)Extent(8个8KB的页面)Page(8KB数据页面)Rid(行标示符对应一个堆表的行)Key(键范围上的锁、B树中的键)FileApplication

查看锁的活动

select resource_type,                  --资源类型       resource_database_id,           --资源所在的数据库id       resource_associated_entity_id,  --数据库中与资源相关联的实体的 ID。                                       --该值可以是对象ID、Hobt ID 或分配单元 ID，                                       --具体视资源类型而定       object_name(resource_associated_entity_id,resource_database_id),              resource_lock_partition,  --已分区锁资源的锁分区ID。对于未分区锁资源值为 0              resource_description,  --资源的说明，其中只包含从其他资源列中无法获取的信息              request_session_id,    --请求资源的会话       request_type,          --请求类型，该值为 LOCK              request_mode,      --请求的模式,对于已授予的请求，为已授予模式,                          --对于等待请求，为正在请求的模式(锁定模式)                                     request_status         --请求的当前状态，                              --可能值为 GRANTED、CONVERT 或 WAIT       from sys.dm_tran_locksWHERE request_session_id = 361

控制表的锁升级

每个锁都会消耗内存资源，当锁的数量增加时，那么所需要的内存就会增加，而系统内可用的内存就会减少。如果锁占用的内存比率超过一个阀值，SQL Server会将细粒度锁（行锁）升级为粗粒度锁（表锁），这个过程就是锁升级。

锁升级的优点是可以减少锁的数量，相应的减少内存的使用量，而缺点是由于锁住了更大的资源，所以会导致阻塞，降低并发性。

--默认值，不管是不是分区表，会在表级别启用锁升级ALTER TABLE tSET (lock_escalation = TABLE)--当表升级时，如果表已经分区，会在分区级别启用锁升级ALTER TABLE tSET (lock_escalation = auto)--在表级别禁用锁升级，如果用了TabLock提示或在Serializable隔离级别下查询，还是会有表锁ALTER TABLE tSET (lock_escalation = disable)

影响锁定的除了上面提到的锁定模式、锁的粒度，还有就是事务的隔离级别。

所谓隔离级别其实就是事务与事务之间相互影响的程度，比如，一个事务修改了数据，那么其他事务是否能看到这些修改的数据，无论事务是否提交。对于最高的隔离级别，这个事务所做的修改，其他任何事务都看不到；而最低的隔离级别，这个事务所做的修改，可以被其他任何事务看到。

SQL Server隔离级别：

1.read uncommitted能解决丢失更新的问题，但是会导致脏读。

2.read committed读取的是已提交的数据，所以解决了脏读的问题，但是会有不可重复读取的问题，也就是在一个事务中有两次读取，第一次读取的和第二次读取的同一条数据，可能值是不同的，因为在事务中的select语句在读取完之后就立即释放的共享锁，而此时有另一个事务把刚才第一个事务读取的那条数据修改了，这样第一次读和第二次读到的值就会不同。

3.repeatable read解决了不可重复读取的问题，也就是在一个事务中的前后两次读取，读取到的数据值是一样的，但是会有幻读的可能，也就是第一次读出的数据确实和第二次读取的数据一样，但是第二次读取的记录条数可能多于第一次读取的记录条数，因为在读取的时候确实是锁住了被读取的记录，但是这个表可能添加了新的记录。

4.serializable通过锁住查询范围内的键、键与键之间的范围来解决幻读的问题，比如where id >=5 and id <=10,加入表表中只有id为7,9的两条记录，那么5-6、7-8、9-10这3个范围都会被锁住。

5.在ALLOW_SNAPSHOT_ISOLATION下的snapshot这种隔离级别允许读取事务一致性版本的数据，但可能不是最新的版本，也就是说在一个事务中只能读到某个版本，比如，在一个事务中有两次读取，第一次读完后，数据被另一个事务修改且事务提交了，此时进行第2次读取，那么读出来的还是和第一次读取一样的数据，这就是在一个事务中如果数据被其他事务修改了，读出来的数据也一样。优点是数据读取不会阻塞写，写也不会阻塞读取。另外，如果两个事务同时修改同一行数据，会导致更新冲突错误。

6.在READ_COMMITTED_SNAPSHOT下的read committed隔离级别允许在同一事务中总是能读取运行的已提交的数据，而且数据读取不会阻塞写，写也不会阻塞读取，也不会导致更新冲突。

 

上面是关于锁定的概念，那么接下来就是如何找到阻塞的进程，并解决阻塞问题。

--会话1，修改数据，但没有提交事务BEGIN TRANselect @@SPID   --输出：287UPDATE t SET v = '88888'WHERE idd = 1--会话2，由于会话一事务没有提交，导致阻塞BEGIN TRANselect @@SPID   --输出：105UPDATE t SET v = '888'WHERE idd = 1--查询会话1的等待信息select session_id,           --查询的会话，也就是被阻塞的会话       wait_duration_ms,     --等待毫秒数       wait_type,            --等待类型，如：LCK_M_X表示正在等待获取排他锁              blocking_session_id   --阻塞session_id会话的会话from sys.dm_os_waiting_taskswhere session_id = 105--查询这个被阻塞的会话请求的资源情况select resource_type,              request_status,       request_mode,       request_session_id             from sys.dm_tran_locks where request_session_id = 105 --说明会话2在update时一共获取了4个锁，共享数据库锁、2个意向独占锁(锁定表、数据页)，--一个键锁锁住那条要更新的记录，只有这个键锁的请求状态时wait，--其他3个锁状态为grant表示已经会话2已经获得了锁。--另一种查看阻塞会话的方法：--查看当前会话的执行请求select session_id,       status,              blocking_session_id,       wait_type,       wait_timefrom sys.dm_exec_requestswhere session_id = 105--配置语句等待锁释放的时间--设置语句的锁请求超时时段--超时时段是以毫秒为单位，超时后会返回锁定错误返回错误：(1 行受影响)消息 1222，级别 16，状态 51，第 7 行已超过了锁请求超时时段。语句已终止。 

3、死锁当两个事务分别锁定了资源，而又继续请求对方已获取的资源，那么就会产生死锁。
发生死锁的原因：
A、会话以不同的顺序访问表。
B、会话长时间运行事务，在一个事务中更新了很多表或行，这样增加了冲突的可能。
C、会话1申请了一些行锁，会话2申请了一些行锁，之后决定将其升级为表锁。
   如果这些行在相同的数据页面中，并且两个会话同时在相同的页面上升级锁粒度，就会产生死锁。

 

set lock_timeout 1000 --跟踪死锁--会话1set transaction isolation level serializablebegin tranupdate tset v ='563'where idd =2waitfor delay '00:00:10'update tset v = '963'where idd =1commit--会话2set transaction isolation level serializablebegin tranupdate tset v ='234'where idd =1waitfor delay '00:00:10'update tset v = '987'where idd=2commit再开启一个会话，开启跟踪：/*===================================================================开启跟踪标志位：              DBCC TRACEON(trace#[,...n],-1) [With No_InfoMsgs]检查某种或某些标志位是开启，还是关闭：          DBCC TRACESTATUS(trace#[,...n],-1) [With No_InfoMsgs]1.trace#:指定一个或多个需要开启或需要检查状态的跟踪标志位数字2.    -1:如果指定了-1，则以全局方式打开某种或某些跟踪标志位3.with No_InfoMsgs:当命令中包含此参数时，则禁止DBCC输出信息性消息=====================================================================*/--跟踪1222能把详细的死锁信息返回到SQL Server的日志中--标志位-1表示跟踪标志位1222应该对所有SQL Server连接全局启用DBCC TraceOn(1222,-1)go--验证标志位是否启动DBCC TraceStatusgo--关闭标志位DBCC TraceOff(1222,-1)go设置死锁优先级--设置死锁的优先级,调整一个查询会话由于死锁而被终止运行的可能性SET DeadLock_Priority  Low | Normal | High | numeric-priority --是当前连接很有可能被终止运行set deadlock_priority Low --SQL Server终止回滚代价较小的连接set deadlock_priority Normal --减少连接被终止的可能性，除非另一个连接也是High或数值优先级大于5set deadlock_priority High --数值优先级：-10到10的值，-10最有可能被终止运行，10最不可能被终止运行，--两个数字谁大，谁就越不可能在死锁中被终止set deadlock_priority 10