講解更新鎖（U）與排它鎖（X）的相關(guān)知識

一直沒有認(rèn)真了解UPDATE操作的鎖，最近在MSDN論壇上看到一個問題，詢問堆表更新的死鎖問題，問題很簡單，有類似這樣的表及數(shù)據(jù)：

CREATE TABLE dbo.tb(
     c1 int,
     c2 char(10),
     c3 varchar(10)
);
GO
DECLARE @id int;
SET @id = 0;
WHILE @id <5
BEGIN;
     SET @id = @id + 1;
     INSERT dbo.tb VALUES( @id, 'b' + RIGHT(10000 + @id, 4), 'c' + RIGHT(100000 + @id, 4) );
END;

在查詢一中執(zhí)行更新操作：

BEGIN TRAN
UPDATE dbo.tb SET c2 = 'xx' WHERE c1 = 2;
WAITFOR DELAY '00:00:30';
UPDATE dbo.tb SET c2 = 'xx' WHERE c1 = 5;
ROLLBACK;

在查詢一執(zhí)行開始后，馬上在查詢二中執(zhí)行下面的操作

BEGIN TRAN
UPDATE dbo.tb SET c2 = 'xx' WHERE c1 = 1;
ROLLBACK;

為什么會出現(xiàn)死鎖，如果條件改為 c1 = 4 則不會死鎖。

開始的時(shí)候想得比較簡單，死鎖的表現(xiàn)是形成循環(huán)等待(對于兩個查詢而言，可以簡單地認(rèn)為就是在相互等待對方鎖定資源的釋放)。

對于這個例子而言，第一個查詢更新兩次，會先更新并鎖定一條記錄，然后等待第二個更新；但第二個查詢只會更新一條記錄，它要么與第一個查詢沖突，無法獲得鎖，需要等待查詢一完成，這個時(shí)候它并沒有鎖定什么；要么能夠獲得鎖，完成更新。似乎不應(yīng)該會出現(xiàn)死鎖，死鎖會不會是其他原因?qū)е隆?/span>

在自己的電腦上簡單測試了一下，似乎也確實(shí)沒有死鎖。

但后面通過Profile跟蹤更新操作的下鎖情況才發(fā)現(xiàn)，自己的分析大錯特錯了。主要原因在于沒有正確理解更新操作是如何用鎖的。

在聯(lián)機(jī)幫助上“鎖模式”中有關(guān)于更新的U（更新鎖）和X（排它鎖）的說明

http://msdn.microsoft.com/zh-cn/library/ms175519(v=sql.105).aspx

不過說得確實(shí)挺模糊的，里面還提到了S鎖，我一直以為是查詢數(shù)據(jù)過程中用的S鎖（也 SELECT 一樣），找到滿足條件的記錄后用U鎖，再轉(zhuǎn)換為X鎖做更新。

Profile（事件探查器）跟蹤的結(jié)果讓我知道了這是一個錯誤的理解，在Profile中新建一個跟蹤，選擇Locks中的Lock:Acquired(加鎖)，Lock:Acquired（釋放鎖）解兩個事件，在篩選中設(shè)置只跟蹤測試用的查詢窗口對應(yīng)的spid（可以執(zhí)行 PRINT @@SPID獲得），然后執(zhí)行一個更新語句，比如 UPDATE dbo.tb SET c2 = 'xx' WHERE c1 = 3

在Profile中可以看到，對于每條記錄都有加 U 鎖的操作，對于不滿足條件的記錄，會馬上釋放U鎖；對于滿足條件的記錄，最終轉(zhuǎn)換為X鎖。如下圖所示。

注意一下，在這個跟蹤結(jié)果里面，并沒有出現(xiàn)S鎖。

另外學(xué)做了一些測試:

1. 通過加大記錄量做更新測試，會發(fā)現(xiàn)數(shù)據(jù)掃描涉及的記錄都有U鎖，并不限于更新記錄所在的頁。這從另一個角度說明了大表中Scan 可怕。

2. 當(dāng)使用索引Scan的時(shí)候，也會通過跟蹤發(fā)現(xiàn)所Scan的索引資源有U鎖，如果更新不涉及索引變化，那以只會對應(yīng)的記錄有U轉(zhuǎn)X鎖，索引的U鎖會釋放；如果影響索引，那么索引的U鎖會轉(zhuǎn)X鎖。

3. 刪除操作與更新操作類似

4. 使用 UPDATE aSET c2 = 'xx' FROM dbo.tb AS a WITH(NOLOCK) WHERE c1 = 3 的加鎖情況是一樣的， 并不會因?yàn)镹OLOCK的提示而不加 U 或者 X 鎖

最后回頭研究一下示例中的死鎖問題：

• 對于查詢一，第一個更新依次掃描表中所有記錄，對于每條記錄，加 U 鎖，判斷是否符合更新條件，如果符合，轉(zhuǎn)換為 X 鎖；如果不符合條件，釋放 U 鎖。第一個更新完成的時(shí)候，查詢一鎖定了一條記錄(由于事務(wù)未完成，所以鎖一直保持)，然后等待第二個更新

• 對于查詢二，依次掃描表中的每條記錄（與前面的更新一樣），如果它更新的記錄在查詢一更新的記錄前被掃描到，那么這條記錄也會變成 X 鎖；當(dāng)繼續(xù)并進(jìn)行到查詢一的X鎖記錄的零點(diǎn)，U 與 X 沖突，無法繼續(xù)，這時(shí)候查詢二等待查詢一釋放鎖

• 查詢一的第二個更新開始執(zhí)行，依次掃描每條記錄，同一個事務(wù)內(nèi)不會有沖突，所以它不會與自己之前鎖定的記錄有沖突，但進(jìn)行到查詢二鎖定的記錄的時(shí)候，它也無法獲得 U 鎖，它需要等待查詢二釋放資源。這個時(shí)候就形成了相互等待，符合死鎖條件

• 如果查詢二需要更新的記錄在查詢一的第一個更新記錄之后，則不會有死鎖，因?yàn)椴樵兌�在掃描到查詢一第一個更新的記錄時(shí)就會因?yàn)殒i沖突等待了，這個時(shí)候它沒有對任何記錄設(shè)置與查詢一的操作有沖突的鎖。我自己測試的時(shí)候沒有死鎖，就是這種情況。

  注意這里面提到的順序，是數(shù)據(jù)讀取的順序，不一定與存儲順序一樣，磁盤上記錄的順序也不一定與INSERT的記錄順序一樣，這也是我用同樣條件沒有測試出死鎖的原因（我的環(huán)境中，恰好讀出的順序與INSERT的順序不一樣）

更新時(shí)，記錄讀取的順序，可以通過Profile跟蹤的Lock:Acquired (加鎖)事件來看，涉及大量數(shù)據(jù)時(shí)，如果服務(wù)器支持，還會有并發(fā)讀取。這也是分析死鎖時(shí)要考慮的因素

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