mysql中更新鎖與排它鎖的示例分析

這篇文章將為大家詳細講解有關mysql中更新鎖與排它鎖的示例分析，小編覺得挺實用的，因此分享給大家做個參考，希望大家閱讀完這篇文章后可以有所收獲。

一直沒有認真了解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據：

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;

在查詢一執行開始后，馬上在查詢二中執行下面的操作

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

為什么會出現死鎖，如果條件改為 c1 = 4 則不會死鎖。

開始的時候想得比較簡單，死鎖的表現是形成循環等待(對于兩個查詢而言，可以簡單地認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，這個時候它并沒有鎖定什么；要么能夠獲得鎖，完成更新。似乎不應該會出現死鎖，死鎖會不會是其他原因導致。

在自己的電腦上簡單測試了一下，似乎也確實沒有死鎖。

但后面通過Profile跟蹤更新操作的下鎖情況才發現，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。

在聯機幫助上“鎖模式”中有關于更新的U（更新鎖）和X（排它鎖）的說明

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

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

   Profile（事件探查器）跟蹤的結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，在篩選中設置只跟蹤測試用的查詢窗口對應的spid（可以執行 PRINT @@SPID獲得），然后執行一個更新語句，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，最終轉換為X鎖。如下圖所示。

注意一下，在這個跟蹤結果里面，并沒有出現S鎖。

另外學做了一些測試:

1. 通過加大記錄量做更新測試，會發現數據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. 當使用索引Scan的時候，也會通過跟蹤發現所Scan的索引資源有U鎖，如果更新不涉及索引變化，那以只會對應的記錄有U轉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， 并不會因為NOLOCK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，轉換為 X 鎖；如果不符合條件，釋放 U 鎖。第一個更新完成的時候，查詢一鎖定了一條記錄(由于事務未完成，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；當繼續并進行到查詢一的X鎖記錄的零點，U 與 X 沖突，無法繼續，這時候查詢二等待查詢一釋放鎖

• 查詢一的第二個更新開始執行，依次掃描每條記錄，同一個事務內不會有沖突，所以它不會與自己之前鎖定的記錄有沖突，但進行到查詢二鎖定的記錄的時候，它也無法獲得 U 鎖，它需要等待查詢二釋放資源。這個時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，因為查詢二在掃描到查詢一第一個更新的記錄時就會因為鎖沖突等待了，這個時候它沒有對任何記錄設置與查詢一的操作有沖突的鎖。我自己測試的時候沒有死鎖，就是這種情況。

  注意這里面提到的順序，是數據讀取的順序，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（我的環境中，恰好讀出的順序與INSERT的順序不一樣）

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

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