[摘要]最近在处理一个锁的问题时，发现一个比较郁闷的事，使用X锁居然无法锁住查询，模拟这个问题，可以使用如下T-SQL脚本来建立测试环境。USE master;
GO
IF @@TRANCOUNT >... 最近在处理一个锁的问题时，发现一个比较郁闷的事，使用X锁居然无法锁住查询，模拟这个问题，可以使用如下T-SQL脚本来建立测试环境。
USE master;
GO
IF @@TRANCOUNT > 0
ROLLBACK TRAN;
GO
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-- 建立测试数据库
-- a. 删除测试库, 如果已经存在的话
IF DB_ID(N'db_xlock_test') IS NOT NULL
BEGIN;
ALTER DATABASE db_xlock_test
SET SINGLE_USER
WITH
ROLLBACK AFTER 0;
DROP DATABASE db_xlock_test;
END;
-- b. 建立测试数据库
CREATE DATABASE db_xlock_test;
-- c. 关闭READ_COMMITTED_SNAPSHOT 以保持SELECT 的默认加锁模式
ALTER DATABASE db_xlock_test
SET READ_COMMITTED_SNAPSHOT OFF;
GO
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-- 建立测试表
USE db_xlock_test;
GO
CREATE TABLE dbo.tb(
id int IDENTITY
PRIMARY KEY,
name sysname
);
INSERT dbo.tb
SELECT TOP(50000)
O1.name + N'.' + O2.name + N'.' + O3.name
FROM sys.objects O1 WITH(NOLOCK),
sys.objects O2 WITH(NOLOCK),
sys.objects O3 WITH(NOLOCK);
GO
然后，建立一个连接，执行下面的脚本来实现加锁。
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-- 测试连接1 - 加锁
BEGIN TRAN
--测试的初衷是通过SELECT加锁，结果发现UPDATE也锁不住
UPDATE dbo.tb SET name = name
--SELECT COUNT(*) FROM dbo.tb WITH(XLOCK)
WHERE id <= 2;
SELECT
spid = @@SPID,
tran_count = @@TRANCOUNT,
database_name = DB_NAME(),
object_id = OBJECT_ID(N'dbo.tb', N'Table');
-- 显示锁
EXEC sp_lock@@SPID; 通过执行结果，可以看到对象被加锁的情况：表级和页级上是IX锁，记录上是X锁。 spid | tran_count | database_name | object_id |
| 51 | 1 | db_xlock_test | 21575115 |
| spid | dbid | ObjId | IndId | Type | Resource | Mode | Status | 51 | 7 | 0 | 0 | DB |
| S | GRANT | 51 | 7 | 21575115 | 1 | PAG | 0.095138889 | IX | GRANT | 51 | 7 | 21575115 | 0 | TAB |
| IX | GRANT | 51 | 1 | 1131151075 | 0 | TAB |
| IS | GRANT | 51 | 7 | 21575115 | 1 | KEY | (020068e8b274) | X | GRANT | 51 | 7 | 21575115 | 1 | KEY | -10086470766 | X | GRANT | | | | | | | | | | | | |
然后新建一个连接，执行下面的T-SQL查询，看看会否被连接1锁住
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-- 测试连接2 - 被阻塞(在测试连接1 执行后执行)
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;
SELECT * FROM dbo.tb
WHERE id <= 2; 上述查询会很快返回结果，并不会被查询1阻塞住。 按照我们的了解（联机帮助上也有说明），在READ COMMITTED事务隔离级别下，查询使用共享锁（S），而根据锁的兼容级别，S锁是与X锁冲突的，所以正常情况下，连接2的查询需要等待连接1执行完成。可是测试的结果去违反了这一原则。 为了了解为什么连接2不会被阻塞，对连接2做了一个Trace，发现一个更郁闷的问题，Trace的结果如下： EventClass | TextData | ObjectID | Type | Mode | Lock:Acquired | | 21575115 | 5 - OBJECT | 6 - IS | Lock:Acquired | 1:77 | 0 | 6 - PAGE | 6 - IS | Lock:Acquired | [PLANGUIDE] | 0 | 2 - DATABASE | 3 - S | Lock:Acquired | | 21575115 | 5 - OBJECT | 6 - IS | Lock:Acquired | 1:77 | 0 | 6 - PAGE | 6 - IS | Lock:Acquired | 1:80 | 0 | 6 - PAGE | 6 - IS | Lock:Acquired | 1:89 | 0 | 6 - PAGE | 6 - IS |
Trace的前面两行是连接2的Trace结果，从结果看，连接2仅使用了意向共享锁（IS），而且只是表级和页级，按照锁的兼容性原则，IS和IX（连接1在表级和页级仅使用了IX锁）是不冲突的，所以连接2的查询不会被阻塞。在增加了查询的数据量后，Trace结果表明查还是只在表级和页级使用了IS锁（Trace结果的最后4行）。 对于这个问题，解决的办法当然就是提升连接1锁的粒度，使用PAGLOCK表提示将锁的粒度提升到页级，这样IS与X是冲突的，就可以成功阻塞连接2。 但疑问就是，为什么查询只在表级和页级下意向共享锁（IS），而不在行级下共享锁（X），这个似乎与联机帮助上的说明不一样（还是一直以来理解上的偏差呢）。 附：联机帮助上关于锁模式的说明 共享锁 共享锁（S 锁）允许并发事务在封闭式并发控制下读取 (SELECT) 资源。 更新锁 更新锁（U 锁）可以防止常见的死锁。在可重复读或可序列化事务中，此事务读取数据 [获取资源（页或行）的共享锁（S 锁）]，然后修改数据 [此操作要求锁转换为排他锁（X 锁）]。如果两个事务获得了资源上的共享模式锁，然后试图同时更新数据，则一个事务尝试将锁转换为排他锁（X 锁）。共享模式到排他锁的转换必须等待一段时间，因为一个事务的排他锁与其他事务的共享模式锁不兼容；发生锁等待。第二个事务试图获取排他锁（X 锁）以进行更新。由于两个事务都要转换为排他锁（X 锁），并且每个事务都等待另一个事务释放共享模式锁，因此发生死锁。 若要避免这种潜在的死锁问题，请使用更新锁（U 锁）。一次只有一个事务可以获得资源的更新锁（U 锁）。如果事务修改资源，则更新锁（U 锁）转换为排他锁（X 锁）。 排他锁 排他锁（X 锁）可以防止并发事务对资源进行访问。使用排他锁（X 锁）时，任何其他事务都无法修改数据；仅在使用 NOLOCK 提示或未提交读隔离级别时才会进行读取操作。 数据修改语句（如 INSERT、UPDATE 和 DELETE）合并了修改和读取操作。语句在执行所需的修改操作之前首先执行读取操作以获取数据。因此，数据修改语句通常请求共享锁和排他锁。例如，UPDATE 语句可能根据与一个表的联接修改另一个表中的行。在此情况下，除了请求更新行上的排他锁之外，UPDATE 语句还将请求在联接表中读取的行上的共享锁。 意向锁 数据库引擎使用意向锁来保护共享锁（S 锁）或排他锁（X 锁）放置在锁层次结构的底层资源上。意向锁之所以命名为意向锁，是因为在较低级别锁前可获取它们，因此会通知意向将锁放置在较低级别上。 本文讲解了锁不住的查询，更多相关内容，请关注php中文网。 相关推荐： 讲解更新锁（U）与排它锁（X）的相关知识
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以上就是锁不住的查询的详细内容，更多请关注php中文网其它相关文章！
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