图片 29

锁与事务拨云见日

七. 锁的升级

  7.1 使用profiler窗口查看实时的锁升级

  以单次批操作受影响的行数超过5000条时(锁数量最大值5000),升级为表锁。在sqlserver里可以选择完全关掉锁升级,虽然可以减少阻塞,但锁内存会增加,降低性能还可能造成更多死锁。

 锁升级缺点:会给其它会话带来阻塞和死锁。锁升级优点:减少锁的内存开销。

  检测方法:在profiler中查看lock:escalation事件类。通过查看Type列,可查看锁升级的范围,升级成表锁(object是表锁)

  如下图:

    图片 1

图片 2

  如果减少批操作量,就没有看到升级表锁, 可自行通过
escalation事件查看,下图就是减少了受影响的行数。

    图片 3

  总结:将批操作量受影响行数减少到5000以下,减少锁的升级后,发生了更频繁的死锁,原因是多个page页的争用。后有人指出你先把并行度降下来(删除500一下的数据可以不使用并行)
在语句中设置maxdop = 1 这样应该不会死锁了。具体原因还需具体分析。

  7.2 使用dmv查看锁升级

sys.dm_db_index_operational_stats返回数据库中的当前较低级别 I/O、
锁定、 闩锁,和将表或索引的每个分区的访问方法活动。

index_lock_promotion_attempt_count:数据库引擎尝试升级锁的累积次数。

index_lock_promotion_count:数据库引擎升级锁的累积次数。

SELECT  OBJECT_NAME(ddios.[object_id], ddios.database_id) AS [object_name] ,
        i.name AS index_name ,
        ddios.index_id ,
        ddios.partition_number ,
        ddios.index_lock_promotion_attempt_count ,
        ddios.index_lock_promotion_count ,
        ( ddios.index_lock_promotion_attempt_count
          / ddios.index_lock_promotion_count ) AS percent_success
FROM    sys.dm_db_index_operational_stats(DB_ID(), NULL, NULL, NULL) ddios
        INNER JOIN sys.indexes i ON ddios.object_id = i.object_id
                                    AND ddios.index_id = i.index_id
WHERE   ddios.index_lock_promotion_count > 0
ORDER BY index_lock_promotion_count DESC;

  7.3 使用dmv查看页级锁资源争用

  page_lock_wait_count:数据库引擎等待页锁的累积次数。

  page_lock_wait_in_ms:数据库引擎等待页锁的总毫秒数。

  missing_index_identified:缺失索引的表。

SELECT  OBJECT_NAME(ddios.object_id, ddios.database_id) AS object_name ,
        i.name AS index_name ,
        ddios.index_id ,
        ddios.partition_number ,
        ddios.page_lock_wait_count ,
        ddios.page_lock_wait_in_ms ,
        CASE WHEN DDMID.database_id IS NULL THEN 'N'
             ELSE 'Y'
        END AS missing_index_identified
FROM    sys.dm_db_index_operational_stats(DB_ID(), NULL, NULL, NULL) ddios
        INNER JOIN sys.indexes i ON ddios.object_id = i.object_id
                                    AND ddios.index_id = i.index_id
        LEFT OUTER JOIN ( SELECT DISTINCT
                                    database_id ,
                                    object_id
                          FROM      sys.dm_db_missing_index_details
                        ) AS DDMID ON DDMID.database_id = ddios.database_id
                                      AND DDMID.object_id = ddios.object_id
WHERE   ddios.page_lock_wait_in_ms > 0
ORDER BY ddios.page_lock_wait_count DESC;

五.分布式事务

      分布式事务是跨越两个或多个称为资源管理器的服务器。
称为事务管理器的服务器组件必须在资源管理器之间协调事务管理。在 .NET
Framework 中,分布式事务通过 System.Transactions 命名空间中的 API
进行管理。 如果涉及多个永久资源管理器,System.Transactions API
会将分布式事务处理委托给事务监视器,例如 Microsoft 分布式事务协调程序
(MS DTC),在Windows服务里该服务叫Distributed Transaction Coordinator
默认未启动。

  在sql server里 分布式是通过BEGIN DISTRIBUTED TRANSACTION
的T-SQL来实现,是分布式事务处理协调器 (MS DTC) 管理的 Microsoft 分布式事务的起点。执行 BEGIN
DISTRIBUTED TRANSACTION 语句的 SQL Server
数据库引擎的实例是事务创建者。并控制事务的完成。 当为会话发出后续 COMMIT TRANSACTION 或 ROLLBACK
TRANSACTION 语句时,控制事务实例请求 MS DTC
在所涉及的所有实例间管理分布式事务的完成(事务级别的快照隔离不支持分布式事务)。

在执行T-sql里
查询多个数据库主要是通过引用链接服务器的分布式查询,下面添加了RemoteServer链接服务器

USE AdventureWorks2012;  
GO  
BEGIN DISTRIBUTED TRANSACTION;  
-- Delete candidate from local instance.  
DELETE AdventureWorks2012.HumanResources.JobCandidate  
    WHERE JobCandidateID = 13;  
-- Delete candidate from remote instance.  
DELETE RemoteServer.AdventureWorks2012.HumanResources.JobCandidate  
    WHERE JobCandidateID = 13;  
COMMIT TRANSACTION;  
GO  

lock  主要是事务,数据库逻辑内容,事务过程

五. 锁与事务关系

  如今系统并发现象,引起的资源急用,出现的阻塞死锁一直是技术人员比较关心的。这就涉及到了事务,
事务分五种隔离级别,每个隔离级别有一个特定的并发模式,不同的隔离级别中,事务里锁的作用域,锁持续的时间都不同,后面再详细介绍事务。这里看下客户端并发下的锁与事务的关系,
可以理解事务是对锁的封装,事务就是在并发与锁之间的中间层。如下图:

  图片 4

二. 事务总结

   2.1   事务不同隔离级别的优缺点,以及使用场景 如下表格:

隔离级别         

优点

缺点 使用场景
未提交读                      读数据的时候,不申请共享锁,所以不会被阻塞 读到的数据,可能会脏读,不一致。 如做年度,月度统计报表,数据不一定要非常精确
已提交读       比较折中,而且是推荐的默认设置 有可能会阻塞,在一个事务里,多次读取相同的数据行,得到的结果可能不同。 一般业务都是使用此场景
可重复读 在一个事务里,多次读取相同的数据行,得到的结果可保证一致、 更严重的阻塞,在一个事务里,读取符合某查询的行数,会有变化(这是因为事务里允许新增)  如当我们在事务里需要,多次统计查询范围条件行数, 做精确逻辑运算时,需要考虑逻辑是否会前后不一致.
可序列化 最严重格的数据保护,读取符合某查询的行数,不会有变化(不允许新增)。 其它事务的增,删,改,查 范围内都会阻塞  如当我们在写事务时,不用考虑新增数据带来的逻辑错误。
行版本控制已提交读

阻塞大大减少(读与读不阻塞,读与写不阻塞)

阻塞减少,能读到新数据
大多情况下行版本控制的已提交读比快照隔离更受欢迎:
1、RCSI比SI占用更少的tempdb空间 。
2、RCSI支持分布式事务,而SI不支持 。
3、RCSI不会产生更新冲突 。
4、RCSI无需再应用程序端作任何修改。唯一要更改的只是一个数据库选项。

写与写还是会阻塞,行版本是存放在tempdb里,数据修改的越多,需要

存储的信息越多,维护行版本就

需要越多的的开销

如果默认方式阻塞比较严重,推荐用行版本控制已提交读,改善性能
快照隔离

阻塞大大减少(读与读不阻塞,读与写不阻塞)

阻塞减少,有可能读到旧数据
1、不太可能由于更新冲突而导致事务必须回滚得情况
2、需要基于运行时间长、能保证时间点一致性的多语句来生成报表的情况

维护行版本需要额外开销,且可能读到旧的数据 允许读取稍微比较旧版本信息的情况下

  2.2 锁的隔离级别(补充)

    了解了事务的隔离级别,锁也是有隔离级别的,只是它针对是单独的sql查询。下面包括显示如下

     select  COUNT(1) from dbo.product(HOLDLOCK)

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。

与SERIALIZABLE一样

NOLOCK

不添加共享锁和排它锁,仅应用于SELECT语句

与READ UNCOMMITTED一样

PAGLOCK

指定添加页锁(否则通常可能添加表锁)。 

READPAST

跳过已经加锁的数据行, 仅应用于READ COMMITTED隔离性级别下事务操作中的SELECT语句操作

ROWLOCK

使用行级锁,而不使用粒度更粗的页级锁和表级锁

建议中用在UPDATE和DELETE语句中。

TABLOCKX

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

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,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

   
 悲观锁开始就给所有记录加锁,一般等所有业务流程完成,才释放锁;因此会对并发性能有一定的影响;

二.锁的产生背景

  在关系型数据库里锁是无处不再的。当我们在执行增删改查的sql语句时,锁也就产生了。锁对应的就的是事务,不去显示加tran就是常说的隐式事务。当我们写个存储过程希望数据一致性时,
要么同时回滚,要么同时提交,这时我们用begin tran
来做显示事务。锁的范围就是事务。在sql server里事务默认是提交读(Read
Committed) 。
  锁是对目标资源(行、页、区、表..)获取所有权的锁定,是一个逻辑概念,用来保存事务的ACID.
当多用户并发同时操作数据时,为了避免出现不一致的数据,锁定是必须的机制。
但同时如果锁的数量太多,持续时间太长,对系统的并发和性能都没有好处。

七.事务并发检查

  在检查并发方面,有很多种方式像原来的如sp_who,sp_who2等系统存储过程,perfmon计数器,sql
Trace/profiler工具等,检测和分析并发问题,还包括sql server
2005以及以上的:

   DMV  特别是sys.dm_os_wait_stats和sys.dm_os_waiting_tasks
,这里简单讲下并发检查

        例如:查询用户会话的相关信息

     SELECT  blocking_session_id FROM sys.dm_os_waiting_tasks
WHERE session_id>50

    blocking_session_id 阻塞会话值有时为负数: 

    -2 :被阻塞资源属于孤立分布式事务。

    -3: 被阻塞资源属于递延恢复事务。

    -4: 对于锁存器等待,内锁存器状态转换阻止了session的识别。

  例如:下面查询阻塞超5秒的等待

      SELECT blocking_session_id FROM sys.dm_os_waiting_tasks
WHERE wait_duration_ms>5000

  例如:只关注锁的阻塞,可以查看sys.dm_tran_locks
    SELECT * FROM sys.dm_tran_locks WHERE request_status=’wait’

        通过sys.dm_exec_requests查看用户请求

        通过sqlDiag.exe收集运行系统的信息

        通过errorlog里打开跟踪标识1222 来分析死锁

        通过sys.sysprocess 检测阻塞。

       

若其中任何一个部分导致等待,那么该操作需要等待粗粒度锁的完成。

六. 锁的持续时间

  下面是锁在不同事务隔离级别里,所持续占用的时间:

图片 5

  6.1  SELECT动作要申请的锁

    我们知道select 会申请到共享锁,下面来演示下共享锁在Repeatable
重复读的级别下,共享锁保留到事件提交时才释放。

    具体是1.事务A设置隔离级别为Repeatable重复读,开启事务运行且不提交事务。

       2.再打开一个会话窗口,使用sys.dm_tran_locks来分析查看事务的持有锁。 

--开启一个事务A, 设置可重复读, 不提交
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ 
BEGIN TRAN 
SELECT  * FROM dbo.Product WHERE SID=204144 

--上面执行完后,打开另一会话查询锁状态
SELECT  k.request_session_id,k.resource_type,k.request_status,k.request_mode,k.resource_description,
 OBJECT_NAME( p.object_id) as objectName,p.index_id FROM SYS.dm_tran_locks k LEFT JOIN SYS.PARTITIONS p
ON k.resource_associated_entity_id=p.hobt_id
ORDER BY request_session_id,resource_type

    先看看查询单条语句的执行计划,再看看锁住的资源

    图片 6

    图片 7

   通过DMV查询,我们看到:

    (1)首先是锁住DATABASE资源,是数据库级别的共享锁,以防止别人将数据库删除。

    (2)锁住OBJECT表资源,在Product表上加了意向共享锁IS,以防止别人修改表的定义。

    (3)锁住了二个PAGE页加了意向共享锁IS,通过上面执行计划可以看出来,查询出来的数据是通过索引查询50%,RID堆查询50%。这条数据分布在二个页上,通过where
SID来查找没有完全走索引查找。

    (4)通过第3点可以看出,数据1个页是对应RID行,另一页对应KEY行
二个共享锁,堆位置1:112205:25  ,KEY的哈希值(70009fe3578a) 。

  总结下:通过Repeatable
重复读,直要事务不提交,共享锁一直会存在。针对想减少被别人阻塞或者阻塞别人的概率,能考虑事情有:1.
尽量减少返回的记录,返回的记录越多,需要的锁也就越多,在Repeatable隔离级别及以上,更是容易造成阻塞。2.返回的数据如果是一小部份,尽量使用索引查找,避免全表扫描。3.可以的话,根据业务设计好最合适的几个索引,避免通过多个索引找到结果。 
                                                

  4.2  UPDATE动作要申请的锁

    对于UPDATE需要先查询,再修改。具体是查询加S锁,找到将要修改的记录后先加U锁,真正修改时升级成X锁。还是通过上面的product表来演示具体:选用Repeatable级别,运行一个update语句(先kill
掉之前的会放52) 

--开启一个事务, 设置可重复读, 不提交
BEGIN TRAN 
UPDATE    dbo.Product SET model='test'
 WHERE SID IN(10905,119921,204144)

 
 图片 8

  通过 dmv查看,吓一跳没想到锁住了这么多资源,纠结
那下面试着来分析下为什么锁住这么多资源:使用sys.indexes查看index_id
的0,2,4各使用了什么索引

  SELECT  * FROM sys.indexes WHERE object_id= OBJECT_id('product')

  图片 9

  (1)这个product表并没有建聚集索引,是在堆结构上建立的非索聚索引,index_id=0
是堆, index_id=2和4 又是分别二个非索聚索引

  (2)同样在DATABASE和OBJECT资源 上都加了共享锁。

  (3)意向排它锁IX,锁住的Page共9页
说明数据关联了9页,其中堆上3页,ix_1非索聚索引上3页,ixUpByMemberID非索聚索引上3页。 

  (4)
排它锁X锁住RID堆上3行,KEY索引上6行。大家可能会觉得奇怪明明只改三行的model值,为什么会涉及到9行呢?
 我来解释下这个表是建了三个非聚集索引,其中ix_1索引里有包含列model,xUpByMemberID索引里也同样有包含列model,还有model数据是在堆,当堆上数据修改后,model关联的非聚集索引也要重新维护。如下图

   图片 10图片 11

  (5) 这里还有架构锁Sch-s ,锁住了元数据。

  总结:1.一定要给表做聚集索引,除了特殊情况使用堆结构。2.要修改的数据列越多,锁的数目就会越多,这里model就涉及到了9行维护。3.
描述的页面越多,意向锁就会越多,对扫描的记录也会加锁,哪怕没有修改。所以想减少阻塞要做到:1).尽量修改少的数据集,修改量越多,需要的锁也就越多。2)
尽量减少无谓的索引,索引的数目越多,需要的锁也可能越多。3.严格避免全局扫描,修改表格记录时,尽量使用索引查询来修改。

  4.3  DELETE动作要申请的锁  

BEGIN TRAN 
DELETE     dbo.Product WHERE SID =10905

  
 图片 12

   (1) 删除了RID堆的数据,以及关联的非聚集索引三个key的值分别是(2,5,4)

   (2) 在要删除的4个page上加了意向排它锁,同样对应一个RID和三个KEY。

   (3)在OBJECT资源表上加了意向排它锁。

   总结:在DELETE过程中是先找到符合条件的记录,然后再删除,
可以说是先SELECT后DELETE,如果有索引第一步查询申请的锁会比较
少。 对于DELETE不但删除数据本身,还会删除所有相关的索引键,一个表上的索引越多,锁的数目就会越多,也容易阻塞。为了防步阻塞我们不能不建索引,也不能随便就建索引,而是要根据业务建查询绝对有利的索引。

  4.4  INSERT动作要申请的锁 

BEGIN TRAN 
INSERT into    dbo.Product VALUES('modeltest','brandtest',GETDATE(),9708,'test')

   图片 13

    对于以上三种动作,INSERT相对简单点,只需要对要插入数据本身加上X锁,对应的页加IX锁,同步更新了关联的索引三个key。

    这里新增跟删除最终显示的锁一样,但在锁申请的过程中,新增不需要先查询到数据s锁,升级u锁,再升级成X锁。

六.事务死锁

   6.1
在关系型数据库里都有死锁的概念,在并发访问量高时,事务里或者T-sql大批量操作(特别是修改删除结果集),都有可能导致死锁。死锁是由两个互相阻塞的线程组成也称为抱死。sql
server死锁监视器进程会定期检查死锁,默认间隔为5秒,会自动判断将回滚开销影响最少的事务作为死锁牺牲者,并收到1025
错误,消息模板来自master.dbo.sysmessages表的where
error=1205。当发生死锁时要了解两方进程的sessionid各是多少,
各会话的查询语句,冲突资源是什么。请查看死锁的分析排查。

   会产生死锁的资源主要是:锁
(就是上篇讲的数据行,页,表等资源),其它的死锁包括如:1.
工作者线程调度程序或CLR同步对象。2.两个线程需要更多内存,但获得授权前一个必须等待另一个。3.同一个查询的并行线程。4.多动态结果集(MARS)资源线程内部冲突。这四种很少出现死锁,重点只要关注锁资源带来的死锁。

    6.2 下面事务锁资源产生死锁的原理:

     1. 事务T1和事务T2 分别占用共享锁RID第1行和共享锁RID第2行。

     2. 事务T1更新RID2试图获取X阻塞,事务T2更新RID2试图获取X阻塞。

     3.  事务各自占有共享锁未释放,而要申请对方X锁会排斥一切锁

图片 14

 6.3 死锁与阻塞的区别

  阻塞是指:当一个事务请求一个资源尝试获取锁时,被其它事务锁定,请求的事务会一直等待,直到其它事务把该锁释放,这就发生了阻塞,默认情况sqlserver会一直等下去。所以阻塞往往能持续很长时间,这对程序的并发性能影响很大。

  死锁是两个或多个进程之间的相互等待,一般在5秒就会检测出来,消除死锁。并发性能不像阻塞那么严重。

  阻塞是单向的,互相阻塞就变成了死锁。

 6.3 尽量避免死锁的方法

  按同一顺序访问对象

  避免事务中的用户交互

  保持事务简短

  合理使用隔离级别

  调整语句的执行计划,减少锁的申请数目。  

 

三.锁的全面认识

  3.1 锁住的资源

  我们知道sql
server的存储数据单元包括文件组,页,区,行。锁住资源范围从低到高依次对应的是:行(RID/KEY)锁,页(PAGE)锁,
表(OBJECT)锁。可通过sp_lock查看,比如:
当我们操作一条数据时应该是行锁, 大批量操作时是页锁或表锁,
这是大批量操作会使锁的数量越多,锁就会自动升级
将大量行锁合成多个页锁或表锁,来避免资源耗尽。SQL SERVER要锁定资源时,默认是从最底级开始锁起(行)
。锁住的常见资源如下:

名称

资源

说明

数据行 RID 锁住堆中(表没有建聚集索引)的单个行。格式为File:Page:SlotID  如 1:8787:4
索引键 KEY 锁住T-tree(索引)中单个行,是一个哈值值。如:(fb00a499286b)                 
PAGE 锁住数据页(一页8kb,除了页头和页尾,页内容存储数据)可在sys.dm_os_buffer_descriptors找到。格式FileID :Page Number 如1:187541
范围 extent 锁住区(一组连续的8个页 64kb)FileID:N页 。如:1:78427
数据表 object 通常是锁整个表。 如:2858747171
文件 File 一般是数据库文件增加或移除时。如:1
数据库 database 锁住整个数据库,比如设置修改库为只读模式时。 database ID如:7

    下图是通过sp_lock的查看的,显示了锁住的资源类型以及资源

图片 15

  3.2 锁的类型及锁说明

锁类型 锁说明
共享锁 (S锁) 用于不更改或不更新数据的读取操作,如 SELECT 语句。
更新锁 (U锁) 它是S与X锁的混合,更新实际操作是先查出所需的数据,为了保护这数据不会被其它事务修改,加上U锁,在真正开始更新时,转成X锁。U锁和S锁兼容, 但X锁和U锁不兼容。
独占锁(排它锁)(X锁) 用于数据修改操作,例如 INSERT、UPDATE 或 DELETE。 确保不会同时对同一资源进行多重更新
意向锁(I锁) (I)锁也不是单独的锁模式,用于建立锁的层次结构。 意向锁包含三种类型:意向共享 (IS)、意向排他 (IX) 和意向排他共享 (SIX)。意识锁是用来标识一个资源是否已经被锁定,比如一个事务尝试锁住一个表,首先会检查是否已有锁在该表的行或者页上。
架构锁(Sch-M,Sch-S) 在执行依赖于表架构操作时使用,例如:添加列或删除列 这个时候使用的架构修改锁(Sch-M),用来防止其它用户对这个表格进行操作。别一种是数据库引擎在编译和执行查询时使用架构性  (Sch-S),它不会阻止其它事务访问表格里的数据,但会阻止对表格做修改性的ddl操作和dml操作。
大容量更新 (BU) 是指数据大容量复制到表中时使用BU锁,它允许多个线程将数据并发地大容量加载到同一表,同时防止其它不进行大容量加载数据的进程访问该表。
键范围 当使用可序列化事务隔离级别时(SERIALIZABLE)保护查询读取的行的范围。 确保再次运行查询时其他事务无法插入符合可序列化事务的查询的行。下章介绍的事务时再详细说

一. 事务隔离不同表现

设置序列化

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE

设置行版本控制已提交读

ALTER DATABASE  Test  SET  READ_COMMITTED_SNAPSHOT on; 
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED

设置快照隔离

ALTER DATABASE Test
SET ALLOW_SNAPSHOT_ISOLATION ON;
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SNAPSHOT

1.1 已重复读和序列化与其它事务并发,的区别如下表格: 

可重复读

序列化 其它事务

SET TRANSACTION ISOLATION

LEVEL REPEATABLE READ

SET TRANSACTION ISOLATION

LEVEL SERIALIZABLE

 

begin tran

select count(*) from product

where memberID=9708

这里显示500条数据,事务还没有结束 

begin tran

select count(*) from product

where memberID=9708

这里显示500条数据,事务还没有结束 

 
   

begin tran

insert into product

values(‘test2’,9708)

其它事务里,想增加一条数据。

如果并发的事务是可重复读,

这条数据可以插入成功。

如果并发的事务是序列化,

这条数据插入是阻塞的。

select count(*) from product

where memberID=9708

在事务里再次查询时,发现显示501条数据

 select count(*) from product

where memberID=9708

在事务再次查询时,还是显示500条数据

 

 commit tran

在一个事务里,对批数据多次读取,符合条件

的行数会不一样。

 commit tran

事务结束

 如果并发是可序列化并且commit,

其它事务新增阻塞消失,插入开始执行。

1.2
已提交读、行版本控制已提交读、快照隔离,与其它事务并发,的区别如下表格: 

已提交读

行版本控制已提交读 快照隔离 其它事务

SET TRANSACTION ISOLATION

LEVEL READ COMMITTED 

ALTER DATABASE Test SET
READ_COMMITTED_SNAPSHOT
ON;

SET TRANSACTION ISOLATION
LEVEL READ COMMITTED

ALTER DATABASE TEST SET
ALLOW_SNAPSHOT_ISOLATION
ON;

SET TRANSACTION ISOLATION
LEVEL SNAPSHOT

 

begin tran

select model from product
where sid=9708

得到值为test

begin tran

select model from product
where sid=9708

得到值为test

begin tran

select model from product
where sid=9708

得到值为test

 
     

begin tran
update product set
model=’test1′
where sid=1

select model from product
where sid=9708

事务里再次查询 阻塞

select model from product
where sid=9708

事务里再次查询值为test, 读到行版本

select model from product
where sid=9708
事务里再次查询值为test,读到行版本

 
 阻塞解除,再次查询返回 test1

再次查询 test1
其它事务提交后,这里读到的是新
(修改后的)数据

再次查询 test

其它事务提交后,这里读取还是旧数据
(行版本数据)

 commit tran
 事务里updaate修改 修改成功  事务里updaate修改 修改成功  事务里updaate修改, 修改失败报错

 

 

 一.概述

  讲到sql
server锁管理时,感觉它是一个大话题,因为它不但重要而且涉及的知识点很多,重点在于要掌握高并发要先要掌握锁与事务,涉及的知识点多它包括各式各样的锁,锁的组合,锁的排斥,锁延伸出来的事务隔离级别,
锁住资源带来的阻塞,锁之间的争用造成的死锁,索引数据与锁等。这次介绍锁和事务,我想分上中下篇,上篇详细介绍锁,中篇介绍事务,下篇总结,
针对锁与事务我想把我掌握的以及参考多方面资料,整合出来尽量说详细。
最后说下,对于高级开发人员或DBA,锁与事务应该是重点关注的,它就像是数据库里的一个大boss,如完全掌握了它,数据库就会像就像庖丁解牛一样游刃有余 
哈哈 。

  在锁与事务系列里已经写完了上篇中篇,这次写完下篇。这个系列俺自认为是有条不紊的进行,但感觉锁与事务还是有多很细节没有讲到,温故而知新可以为师矣,也算是一次自我提高总结吧,也谢谢大伙的支持。在上一篇的末尾写了事务隔离级别的不同表现,还没写完,只写到了重复读的不同隔离表现,这篇继续写完序列化,快照的不同隔离表现,事务隔离级别的总结。最后讲下事务的死锁,事务的分布式,事务的并发检查。

        –拆分长事务

四 锁的互斥(兼容性)

  在sql
server里有个表,来维护锁与锁之间的兼容性,这是sqlserver预先定义好的,没有任务参数或配置能够去修改它们。如何提高兼容性呢?那就是在设计数据库结构和处理sql语句时应该考虑,尽量保持锁粒度小,这样产生阻塞的概率就会比较小,如果一个连接经常申请页面级,表级,甚至是数据库级的锁资源,程序产生的阻塞的可能性就越大。假设:事务1要申请锁时,该资源已被事务2锁住,并且事务1要申请的锁与事务2的锁不兼容。事务1申请锁就会出现wait状态,直到事务2的锁释放才能申请到。
可通过sp_lock查看wait等待(也就是常说的阻塞) 

  下面是最常见的锁模式的兼容性图片 16

  手动:select * from tb_test lock in share mode;

八. 锁的超时

   在sql server
里锁默认是不会超时的,是无限的等待。多数客户端编程允许用户连接设置一个超时限制,因此在指定时间内没有反馈,客户端就会自动撤销查询,
但数据库里锁是没有释放的。

  可以通 select @@lock_timeout  查看默认值是 ” -1″, 可以修改超时时间 
例如5秒超时 set  lock_timeout  5000;

     下面是查看锁的等待时间,
wait_time是当前会话的等待资源的持续时间(毫秒)

select  session_id, blocking_session_id,command,sql_handle,database_id,wait_type
,wait_time,wait_resource
from sys.dm_exec_requests 
where blocking_session_id>50

事务锁粒度

 

mysql>show global variables like "%wait%"

图片 17

此时A使用原来的元数据作为基础更新后,B的更新便会丢失;

1)开始的时候读取要修改的数据,amount(金额)

 b)  索引上有重复值,可能锁住多个记录 

     innodb消灭幻读仅仅为了确保 statement模式replicate的主从一致性

但是如果业务十分的繁忙,amount的值在不断改变,此时这个update
就不断的失败,整个事务就不断的失败,反而影响了 性能。那么该如何做呢?

 

innodb支持意向锁设计比较简练,其意向锁即为表级别的锁。设计目的主要是为了在一个事务中揭示下一行将被请求的锁类型。

 

自增主键做条件更新,性能做好;


通过索引项加锁实现

死锁

   
 业务流程中的悲观锁(开始的时候,在所有记录加锁,直到最后释放;而乐观锁开始不加锁,只是在最后提交中看提交有没有成功,没成功返回给应用程序)

B的更改还没有提交时,A已经再次修改了数据。

     尽量缩短事务长度

 

在开始的时候不读取数据,等到要提交的时候读取并加锁提交;

 


 

 

 图片 18

图片 19.png)

获取innodb行锁争用情况

业务逻辑加锁

gap lock 间隙锁 解释:

 

自增主键做条件更新,性能最好;

页锁:sql server

如果发现锁争用比较严重,如innodb_row_lock_waits 和
innodb_row_lock_time_avg的值比较高,

 

简单说innodb根据页进行加锁,并采用位图方式,定位到行的,所需资源较小。


mysql> show create table t2\G;
*************************** 1. row ***************************
       Table: t2
Create Table: CREATE TABLE `t2` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL,
  KEY `a` (`a`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1
1 row in set (0.00 sec)
mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
|    1 |    3 |
|    2 |    9 |
+------+------+

在A连接中,在a=1,b=2处加一个写锁;实际上 是在a=1这个索引上加的锁
mysql> select * from t2 where a=1 and b=2 for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
+------+------+
1 row in set (0.00 sec)

在B连接中,在a=1 and b=3处加写锁失败,因都是a=1这个索引,而A中已经对a=1这个索引的行加过了锁;
mysql> select * from t2 where a =1 and b=3 for update;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

此时B连接是可以对 a=2 and b =9 这一行中,在a=2 这个索引上加锁的;
mysql> select * from t2 where a=2 and b =9 for update ;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    2 |    9 |
+------+------+

 

  自动:insert前

innodb不存在锁升级的问题。因为其不是根据每个记录来产生行锁的,相反,其根据每个事务访问的每个页对锁进行管理的,采用的是位图的方式。因此不管一个事务锁住页中一个记录还是多个记录,其开销通常都是一致的。

 

3)在update时,加锁且判断,现在的amount和开始的amount是否为一个值,如果是,说明这期间amount为改变,则更新;如果amount值改了,则不更新,交给业务来判断该怎么做。

  • 控制对共享资源进行并发访问
  • 保护数据的完整性和一致性

 

 

死锁数据库自动解决

 

读的隔离性由MVCC确保

如何缩短锁的时间?

 

而innodb 通过间隙锁是的B连接中  insert into t2 values(27,3)
插入失败,来消灭幻读的出现。

innodb
行锁


 

     数据库挑选冲突事务中回滚代价较小的事务回滚

latch/mutex 内存底层锁;

 

 

行锁: innodb ,oracle

 

innodb锁模式互斥

 


 

数据库加锁操作

 

这句对本意在b=9这行加索引,b又没有加索引,所以这是对整个表加锁;因为没有指定a
=2,所以mysql找不到a这个索引的;

  • 了解触发死锁的sql所在事务的上下文
  • 根据上下文语句加锁的范围来分析存在争用的记录
  • 通常改善死锁的主要方法:

一般的select语句不加任何锁,也不会被任何事物锁阻塞

a) 只有,有条件走索引才能实现行级锁

 

 

图片 20

X锁

mysql> show create table t2\G;
*************************** 1. row ***************************
       Table: t2
Create Table: CREATE TABLE `t2` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL,
  KEY `a` (`a`),
  KEY `b` (`b`)
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1
mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
|    1 |    3 |
|    2 |    9 |
+------+------+
在A连接中对 a=1 and b=2 加锁;
mysql> select * from t2 where a =1 and b =2  for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
+------+------+

此时B连接中对a =1 and b=3 ,也是可以加锁的;这是因为mysql 可以从a=1这个索引来加锁,也可以对b=3加锁;
所以就与上面b)中只能对a=1索引来加锁 区别开来;

mysql> select * from t2 where a =1 and b =3  for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    3 |
+------+------+

     单表死锁可以根据批量更新表的更新条件排序

c)  查询有多个索引可以走,可以对不同索引加锁

 

锁升级

图片 21

 总结

mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|   20 |    2 |
|   24 |    4 |
|   27 |    5 |
|   27 |    6 |
|   27 |    8 |
|   30 |    6 |
|   31 |    4 |
|   32 |    9 |
+------+------+
8 rows in set (0.00 sec)

在A连接中给a=27 加锁(a 是有索引的)
mysql> select * from t2 where a=27 for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|   27 |    5 |
|   27 |    6 |
|   27 |    8 |
+------+------+
3 rows in set (0.00 sec)

图片 22.png)

2)做业务流程

 

mysql> select * from t2 where  b =9 for update ;

 

即在B连接中 insert into t2
values(27,3),是可以插入成功的,而且B连接提交后,A连接是可以查看到增加的,27,3这一行的。

线上环境中:

B连接中则只能插入不在这个区间的数据;

select *  from tb_test   for update;

如需要对页上的记录R进行X锁,那么分别需要对该记录所在的数据库,表,页,上意向锁IX,最后对记录R上X锁。

图片 23.png)

 

此时隔离等级是Repeatable  Read,标准的是可以出现幻读现象的,

 

 

 

 

 

 

原因:

undo log 用来帮助事务回滚及MVCC(多版本并发控制
,即select时可以使用行数据的快照,而不用等待锁资源)

 


图片 24.png)

说明,表中没有索引时,innodb将对整个表加锁,而不能体现行锁的特性;


 

   自动:update,delete 前

 

 

死锁预防

 

意向锁:

        –对同一表的操作根据加锁条件进行排序

 

S锁

 

通过索引项加锁实现的例子:

注意

gap lock消灭幻读

小心gap lock

在修改数据上加写锁,当有锁时,A会等B更新提交完,才可以继续在B的基础上继续更新;

 


 图片 25

例子:

 图片 26

 

锁等待时间:innodb_lock_wait_timeout

 

图片 27.png)

 

 

 

这样仅是在update这个语句加锁,大大的缩短的锁的时间提高了并发性;

 

 

 

图片 28.png)

  • 意向锁总是自动先加,并且意向锁自动加自动释放
  • 意向锁提示数据库这个session将要在接下来将要施加何种锁
  • 意向锁和X/S 锁级别不同,除了阻塞全表级别的X/S锁外其他任何锁 

 

自动施加,自动释放,

   手动:

  • 共享锁(S)-读锁-行锁
  • 排他锁(X)-写锁-行锁
  • 意向共享锁(IS)-表级 :事务想要获得一张表中某几行的共享锁
  • 意向排他锁(IX)-表级:事务想要获得一张表中某几行的排他锁
  • 由一句单独的sql语句在一个对象上持有的锁的数量超过了阈值,默认这个阈值为5000.值得注意的是,如果是不同对象,则不会发生锁升级。
  • 锁资源占用的内存超过了激活内存的40%时就会发生锁升级
  •  更新丢失
  •  innodb意向锁:
    • 表锁
    • 自动施加、自动释放
    • 为了揭示事务下一行将被请求的锁类型
  •  S锁:in share mode

  •  X锁:for update
  •  innodb行锁特点:
    • 只有条件走索引才能实现行锁
    • 索引上有重复值可能锁住多个记录
    • 查询有多个索引可以走,可以对不同索引加锁
  •  gap lock:间隙锁,消灭幻读

  •  死锁解决:数据库挑回滚代价较小的事务回滚;
  •  死锁预防:
    • 单表,更新条件排序
    • 避免跨表事务,缩短事务长度
  •  锁升级:

    • 单独sql语句在单个对象的锁数量超过阙值
    • 锁资源占用的内存超过了激活内存的40%;
  •  innodb根据页进行加锁,并采用位图方式,定位到行的,所需资源较小

排查死锁:

解决办法:

innodb锁模式与粒度

四种基本锁模式

  • 只有条件走索引才能实现行级锁                    a)
  • 索引上有重复值,可能锁住多个记录              b)
  • 查询有多个索引可以走,可以对不同索引加锁   c)
  • 是否对索引加锁实际上取决于Mysql执行计划

 图片 29

 

 

更新丢失

 

 

innodb的gap lock 间隙锁

但是这种方法是有局限的,它会将a=24–29(30-1)中间的任何数都锁住,所以才叫间隙锁;

mysql> show status like '%innodb_row_lock%';
+-------------------------------+-------+
| Variable_name                 | Value |
+-------------------------------+-------+
| Innodb_row_lock_current_waits | 0     |
| Innodb_row_lock_time          | 0     |
| Innodb_row_lock_time_avg      | 0     |
| Innodb_row_lock_time_max      | 0     |
| Innodb_row_lock_waits         | 0     |
+-------------------------------+-------+
5 rows in set (0.00 sec)

 

图片 30.png)

 

 

还可以通过设置innodb monitor
来进一步观察发生锁冲突的表,数据行等,并分析锁争用的原因:

计算机程序锁

     可能冲突的跨表事务尽量避免并发

行锁升级成表锁:

mysql> show create table t2\G;
*************************** 1. row ***************************
       Table: t2
Create Table: CREATE TABLE `t2` (
  `a` int(11) DEFAULT NULL,
  `b` int(11) DEFAULT NULL
) ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=latin1

mysql> select * from t2;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
|    1 |    3 |
+------+------+

此时A连接 在b =2 时加 写锁;
mysql> select * from t2 where b =2 for update;
+------+------+
| a    | b    |
+------+------+
|    1 |    2 |
+------+------+
而此时再B连接中再对b=3,加写锁时,失败;
mysql> select * from t2 where b=3 for update;
ERROR 1205 (HY000): Lock wait timeout exceeded; try restarting transaction

 

表锁:Myisam ,memory

 

 

意向锁,简单来说就是: