SQL Server表锁定原理以及如何解除锁定

1. 数据库表锁定原理

1.1 目前的C/S,B/S结构都是多用户访问数据库,每个时间点会有成千上万个user来访问DB,其中也会同时存取同一份数据,会造成数据的不一致性或者读脏数据.

1.2 事务的ACID原则

1.3 锁是关系数据库很重要的一部分, 数据库必须有锁的机制来确保数据的完整和一致性.

1.3.1 SQL Server中可以锁定的资源:

1.3.2 锁的粒度:

1.3.3 锁的升级:

锁的升级门限以及锁升级是由系统自动来确定的，不需要用户设置.

1.3.4 锁的类型:

(1) 共享锁:

共享锁用于所有的只读数据 *** 作.

(2) 修改锁:

修改锁在修改 *** 作的初始化阶段用来锁定可能要被修改的资源，这样可以避免使用共享锁造成的死锁现象

(3) 独占锁:

独占锁是为修改数据而保留的。它所锁定的资源，其他事务不能读取也不能修改。独占锁不能和其他锁兼容。

(4) 架构锁

结构锁分为结构修改锁（Sch-M）和结构稳定锁（Sch-S）。执行表定义语言 *** 作时，SQL Server采用Sch-M锁，编译查询时，SQL Server采用Sch-S锁。

(5) 意向锁

意向锁说明SQL Server有在资源的低层获得共享锁或独占锁的意向。

(6) 批量修改锁

批量复制数据时使用批量修改锁

1.3.4 SQL Server锁类型

(1) HOLDLOCK: 在该表上保持共享锁，直到整个事务结束，而不是在语句执行完立即释放所添加的锁。

(2) NOLOCK：不添加共享锁和排它锁，当这个选项生效后，可能读到未提交读的数据或“脏数据”，这个选项仅仅应用于SELECT语句。

(3) PAGLOCK：指定添加页锁（否则通常可能添加表锁）。　

(4) READCOMMITTED用与运行在提交读隔离级别的事务相同的锁语义执行扫描。默认情况下，SQL Server 2000 在此隔离级别上 *** 作。

(5) READPAST: 跳过已经加锁的数据行，这个选项将使事务读取数据时跳过那些已经被其他事务锁定的数据行，而不是阻塞直到其他事务释放锁，

READPAST仅仅应用于READ COMMITTED隔离性级别下事务 *** 作中的SELECT语句 *** 作。　

(6) READUNCOMMITTED：等同于NOLOCK。　

(7) REPEATABLEREAD：设置事务为可重复读隔离性级别。　

(8) ROWLOCK：使用行级锁，而不使用粒度更粗的页级锁和表级锁。

(9) SERIALIZABLE：用与运行在可串行读隔离级别的事务相同的锁语义执行扫描。等同于 HOLDLOCK。　

(10) TABLOCK：指定使用表级锁，而不是使用行级或页面级的锁，SQL Server在该语句执行完后释放这个锁，而如果同时指定了HOLDLOCK，该锁一直保持到这个事务结束。 (11) TABLOCKX：指定在表上使用排它锁，这个锁可以阻止其他事务读或更新这个表的数据，直到这个语句或整个事务结束。　

(12) UPDLOCK ：指定在

读表中数据时设置更新 锁（update lock）而不是设置共享锁，该锁一直保持到这个语句或整个事务结束，使用UPDLOCK的作用是允许用户先读取数据（而且不阻塞其他用户读数据），并且保证在后来再更新数据时，这一段时间内这些数据没有被其他用户修改。

2. 如何解除表的锁定,解锁就是要终止锁定的那个链接,或者等待该链接事务释放.

2.1 Activity Monitor

可以通过Wait Type, Blocked By栏位查看到,SPID 54 被SPID 53 阻塞. 可以右键Details查到详细的SQL 语句,或Kill掉这个进程.

2.2 SQL Server提供几个DMV,查看locks

sys.dm_exec_requests

sys.dm_tran_locks

sys.dm_os_waiting_tasks

sys.dm_tran_database_transactions

(1)

select * from sys.dm_tran_locks where  resource_type<>'DATABASE' --and resource_database_id=DB_ID()

(2)

SELECT session_id, blocking_session_id,*

FROM sys.dm_exec_requests

WHERE blocking_session_id > 0

(3)代码

SELECT

request_session_id as Spid,

Coalesce(s.name + '.' + o.name + isnull('.' + i.name,''),

s2.name + '.' + o2.name,

db.name) AS Object,

l.resource_type as Type,

request_mode as Mode,

request_status as Status

FROM sys.dm_tran_locks l

LEFT JOIN sys.partitions p

ON l.resource_associated_entity_id = p.hobt_id

LEFT JOIN sys.indexes i

ON p.object_id = i.object_id

AND p.index_id = i.index_id

LEFT JOIN sys.objects o

ON p.object_id = o.object_id

LEFT JOIN sys.schemas s

ON o.schema_id = s.schema_id

LEFT JOIN sys.objects o2

ON l.resource_associated_entity_id = o2.object_id

LEFT JOIN sys.schemas s2

ON o2.schema_id = s2.schema_id

LEFT JOIN sys.databases db

ON l.resource_database_id = db.database_id

WHERE resource_database_id = DB_ID()

ORDER BY Spid, Object, CASE l.resource_type

When 'database' Then 1

when 'object' then 2

when 'page' then 3

when 'key' then 4

Else 5 end

锁产生的原因是因为请求某个资源而得不到满足。

比如请求一需要资源顺序为A - B -C

第二个请求需要的资源顺序为B - A -C

当上面两个请求同时进行时会有可能产生以下情况：请求一申请了资源A，请求二申请了资源B

然后请求一再去申请资源B时需要等待请求二完成，请求二去请求资源A时要等请求一完成。这样请求一和请求二都在互相等待的时候就会一直都完不成就等于一个锁锁住了A、B资源谁也用不了了。

锁差生的原因是：数据库并发太高、程序设计不合理、数据库 *** 作处理时间太长。等

知道原理后可以针对性的优化数据库和程序。

ix是意向锁。

意向锁与其说是锁，倒不如说更像一个指示器。在SQL Server中，资源是有层次的，一个表中可以包含N个页，而一个页中可以包含N个行。当我们在某一个行中加了锁时。可以理解成包含这个行的页，和表的一部分已经被锁定。当另一个查询需要锁定页或是表时，再一行行去看这个页和表中所包含的数据是否被锁定就有点太痛苦了。因此SQL Server锁定一个粒度比较低的资源时，会在其父资源上加上意向锁，告诉其他查询这个资源的某一部分已经上锁。比如，当我们更新一个表中的某一行时，其所在的页和表都会获得意向排他锁，如图所示。

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