标签：nsa div blank acl 等等 hello details statement 二次
数据库大并发操作要考虑死锁和锁的性能问题。看到网上大多语焉不详(尤其更新锁），所以这里做个简明解释，为下面描述方便，这里用T1代表一个数据库执行请求，T2代表另一个请求，也可以理解为T1为一个线程，T2 为另一个线程。T3,T4以此类推。下面以SQL Server(2005)为例。
例1：
----------------------------------------
T1: select * from table (请想象它需要执行1个小时之久，后面的sql语句请都这么想象）
T2: update table set column1=‘hello‘
过程：
T1运行 （加共享锁)
T2运行
If T1 还没执行完
T2等......
else
锁被释放
T2执行
endif
T2之所以要等，是因为T2在执行update前，试图对table表加一个排他锁，
而数据库规定同一资源上不能同时共存共享锁和排他锁。所以T2必须等T1
执行完，释放了共享锁，才能加上排他锁，然后才能开始执行update语句。
例2：
----------------------------------------
T1: select * from table
T2: select * from table
这里T2不用等待T1执行完，而是可以马上执行。
分析：
T1运行，则table被加锁，比如叫lockA
T2运行，再对table加一个共享锁，比如叫lockB。
两个锁是可以同时存在于同一资源上的（比如同一个表上）。这被称为共
享锁与共享锁兼容。这意味着共享锁不阻止其它session同时读资源，但阻
止其它session update
例3：
----------------------------------------
T1: select * from table
T2: select * from table
T3: update table set column1=‘hello‘
这次，T2不用等T1运行完就能运行，T3却要等T1和T2都运行完才能运行。
因为T3必须等T1和T2的共享锁全部释放才能进行加排他锁然后执行update
操作。
例4：（死锁的发生）
----------------------------------------
T1:
begin tran
select * from table (holdlock) (holdlock意思是加共享锁，直到事物结束才释放)
update table set column1=‘hello‘
T2:
begin tran
select * from table(holdlock)
update table set column1=‘world‘
假设T1和T2同时达到select，T1对table加共享锁，T2也对加共享锁，当
T1的select执行完，准备执行update时，根据锁机制，T1的共享锁需要升
级到排他锁才能执行接下来的update.在升级排他锁前，必须等table上的
其它共享锁释放，但因为holdlock这样的共享锁只有等事务结束后才释放，
所以因为T2的共享锁不释放而导致T1等(等T2释放共享锁，自己好升级成排
他锁），同理，也因为T1的共享锁不释放而导致T2等。死锁产生了。
例5：
----------------------------------------
T1:
begin tran
update table set column1=‘hello‘ where id=10
T2:
begin tran
update table set column1=‘world‘ where id=20
这种语句虽然最为常见，很多人觉得它有机会产生死锁，但实际上要看情
况，如果id是主键上面有索引，那么T1会一下子找到该条记录(id=10的记
录），然后对该条记录加排他锁，T2，同样，一下子通过索引定位到记录，
然后对id=20的记录加排他锁，这样T1和T2各更新各的，互不影响。T2也不
需要等。
但如果id是普通的一列，没有索引。那么当T1对id=10这一行加排他锁后，
T2为了找到id=20，需要对全表扫描，那么就会预先对表加上共享锁或更新
锁或排他锁(依赖于数据库执行策略和方式，比如第一次执行和第二次执行
数据库执行策略就会不同）。但因为T1已经为一条记录加了排他锁，导致
T2的全表扫描进行不下去，就导致T2等待。
死锁怎么解决呢？一种办法是，如下：
例6：
----------------------------------------
T1:
begin tran
select * from table(xlock) (xlock意思是直接对表加排他锁)
update table set column1=‘hello‘
T2:
begin tran
select * from table(xlock)
update table set column1=‘world‘
这样，当T1的select 执行时，直接对表加上了排他锁，T2在执行select时，就需要等T1事物完全执行完才能执行。排除了死锁发生。
但当第三个user过来想执行一个查询语句时，也因为排他锁的存在而不得不等待，第四个、第五个user也会因此而等待。在大并发
情况下，让大家等待显得性能就太友好了，所以，这里引入了更新锁。
为解决死锁，引入更新锁。 例7： ---------------------------------------- T1: begin tran select * from table(updlock) (加更新锁) update table set column1=‘hello‘ T2: begin tran select * from table(updlock) update table set column1=‘world‘ 更新锁的意思是：“我现在只想读，你们别人也可以读，但我将来可能会做更新操作，我已经获取了从共享锁（用来读）到排他锁 （用来更新）的资格”。一个事物只能有一个更新锁获此资格。 T1执行select，加更新锁。 T2运行，准备加更新锁，但发现已经有一个更新锁在那儿了，只好等。 当后来有user3、user4...需要查询table表中的数据时，并不会因为T1的select在执行就被阻塞，照样能查询，相比起例6，这提高 了效率。 例8: ---------------------------------------- T1: select * from table(updlock) (加更新锁） T2: select * from table(updlock) (等待，直到T1释放更新锁，因为同一时间不能在同一资源上有两个更新锁） T3: select * from table (加共享锁，但不用等updlock释放，就可以读） 这个例子是说明：共享锁和更新锁可以同时在同一个资源上。这被称为共享锁和更新锁是兼容的。 例9: ---------------------------------------- T1: begin select * from table(updlock) (加更新锁） update table set column1=‘hello‘ (重点：这里T1做update时，不需要等T2释放什么，而是直接把更新锁升级为排他锁，然后执行update) T2: begin select * from table (T1加的更新锁不影响T2读取） update table set column1=‘world‘ (T2的update需要等T1的update做完才能执行) 我们以这个例子来加深更新锁的理解， 第一种情况：T1先达，T2紧接到达；在这种情况中，T1先对表加更新锁，T2对表加共享锁，假设T2的select先执行完，准备执行update， 发现已有更新锁存在，T2等。T1执行这时才执行完select，准备执行update，更新锁升级为排他锁，然后执行update，执行完成，事务 结束，释放锁，T2才轮到执行update。 第二种情况：T2先达，T1紧接达；在这种情况，T2先对表加共享锁，T1达后，T1对表加更新锁，假设T2 select先结束，准备 update，发现已有更新锁，则等待，后面步骤就跟第一种情况一样了。 这个例子是说明：排他锁与更新锁是不兼容的，它们不能同时加在同一子资源上。
这个简单，即其它事务既不能读，又不能改排他锁锁定的资源。 例10 T1: update table set column1=‘hello‘ where id<1000 T2: update table set column1=‘world‘ where id>1000 假设T1先达，T2随后至，这个过程中T1会对id<1000的记录施加排他锁.但不会阻塞T2的update。 例11 (假设id都是自增长且连续的） T1: update table set column1=‘hello‘ where id<1000 T2: update table set column1=‘world‘ where id>900 如同例10，T1先达，T2立刻也到，T1加的排他锁会阻塞T2的update.
意向锁就是说在屋（比如代表一个表）门口设置一个标识，说明屋子里有人（比如代表某些记录）被锁住了。另一个人想知道屋子
里是否有人被锁，不用进屋子里一个一个的去查，直接看门口标识就行了。
当一个表中的某一行被加上排他锁后，该表就不能再被加表锁。数据库程序如何知道该表不能被加表锁？一种方式是逐条的判断该
表的每一条记录是否已经有排他锁，另一种方式是直接在表这一层级检查表本身是否有意向锁，不需要逐条判断。显然后者效率高。
例12：
----------------------------------------
T1: begin tran
select * from table (xlock) where id=10 --意思是对id=10这一行强加排他锁
T2: begin tran
select * from table (tablock) --意思是要加表级锁
假设T1先执行，T2后执行，T2执行时，欲加表锁，为判断是否可以加表锁，数据库系统要逐条判断table表每行记录是否已有排他锁，
如果发现其中一行已经有排他锁了，就不允许再加表锁了。只是这样逐条判断效率太低了。
实际上，数据库系统不是这样工作的。当T1的select执行时，系统对表table的id=10的这一行加了排他锁，还同时悄悄的对整个表
加了意向排他锁(IX)，当T2执行表锁时，只需要看到这个表已经有意向排他锁存在，就直接等待，而不需要逐条检查资源了。
例13：
----------------------------------------
T1: begin tran
update table set column1=‘hello‘ where id=1
T2: begin tran
update table set column1=‘world‘ where id=1
这个例子和上面的例子实际效果相同，T1执行，系统对table同时对行家排他锁、对页加意向排他锁、对表加意向排他锁。
例14： ---------------------------------------- alter table .... (加schema locks，称之为Schema modification (Sch-M) locks DDL语句都会加Sch-M锁 该锁不允许任何其它session连接该表。连都连不了这个表了，当然更不用说想对该表执行什么sql语句了。 例15: ---------------------------------------- 用jdbc向数据库发送了一条新的sql语句，数据库要先对之进行编译，在编译期间，也会加锁，称之为：Schema stability (Sch-S) locks select * from tableA 编译这条语句过程中，其它session可以对表tableA做任何操作(update,delete，加排他锁等等），但不能做DDL(比如alter table)操作。
如何加锁，何时加锁，加什么锁，你可以通过hint手工强行指定，但大多是数据库系统自动决定的。这就是为什么我们可以不懂锁也可
以高高兴兴的写SQL。
例15:
----------------------------------------
T1: begin tran
update table set column1=‘hello‘ where id=1
T2: SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED -- 事物隔离级别为允许脏读
go
select * from table where id=1
这里，T2的select可以查出结果。如果事物隔离级别不设为脏读，则T2会等T1事物执行完才能读出结果。
数据库如何自动加锁的？
1) T1执行，数据库自动加排他锁
2) T2执行，数据库发现事物隔离级别允许脏读，便不加共享锁。不加共享锁，则不会与已有的排他锁冲突，所以可以脏读。
例16:
----------------------------------------
T1: begin tran
update table set column1=‘hello‘ where id=1
T2: select * from table where id=1 --为指定隔离级别，则使用系统默认隔离级别，它不允许脏读
如果事物级别不设为脏读，则：
1) T1执行，数据库自动加排他锁
2) T2执行，数据库发现事物隔离级别不允许脏读，便准备为此次select过程加共享锁，但发现加不上，因为已经有排他锁了，所以就
等啊等。直到T1执行完，释放了排他锁，T2才加上了共享锁，然后开始读....
锁的粒度就是指锁的生效范围，就是说是行锁，还是页锁，还是整表锁. 锁的粒度同样既可以由数据库自动管理，也可以通过手工指定hint来管理。
例17： ---------------------------------------- T1: select * from table (paglock) T2: update table set column1=‘hello‘ where id>10 T1执行时，会先对第一页加锁，读完第一页后，释放锁，再对第二页加锁，依此类推。假设前10行记录恰好是一页(当然，一般不可能 一页只有10行记录），那么T1执行到第一页查询时，并不会阻塞T2的更新。 例18： ---------------------------------------- T1: select * from table (rowlock) T2: update table set column1=‘hello‘ where id=10 T1执行时，对每行加共享锁，读取，然后释放，再对下一行加锁;T2执行时，会对id=10的那一行试图加锁，只要该行没有被T1加上行锁， T2就可以顺利执行update操作。 例19： ---------------------------------------- T1: select * from table (tablock) T2: update table set column1=‘hello‘ where id = 10 T1执行，对整个表加共享锁. T1必须完全查询完，T2才可以允许加锁，并开始更新。 以上3例是手工指定锁的粒度，也可以通过设定事物隔离级别，让数据库自动设置锁的粒度。不同的事物隔离级别，数据库会有不同的 加锁策略（比如加什么类型的锁，加什么粒度的锁）。具体请查联机手册。
手工指定的锁优先，
例20:
----------------------------------------
T1: GO
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE
GO
BEGIN TRANSACTION
SELECT * FROM table (NOLOCK)
GO
T2: update table set column1=‘hello‘ where id=10
T1是事物隔离级别为最高级，串行锁，数据库系统本应对后面的select语句自动加表级锁，但因为手工指定了NOLOCK，所以该select
语句不会加任何锁，所以T2也就不会有任何阻塞。
1) holdlock 对表加共享锁，且事物不完成，共享锁不释放。
2) tablock 对表加共享锁，只要statement不完成，共享锁不释放。
与holdlock区别，见下例：
例21
----------------------------------------
T1:
begin tran
select * from table (tablock)
T2:
begin tran
update table set column1=‘hello‘ where id = 10
T1执行完select，就会释放共享锁，然后T2就可以执行update. 此之谓tablock. 下面我们看holdlock
例22
----------------------------------------
T1:
begin tran
select * from table (holdlock)
T2:
begin tran
update table set column1=‘hello‘ where id = 10
T1执行完select，共享锁仍然不会释放，仍然会被hold(持有），T2也因此必须等待而不能update. 当T1最后执行了commit或
rollback说明这一个事物结束了，T2才取得执行权。
3) TABLOCKX 对表加排他锁
例23：
----------------------------------------
T1: select * from table(tablockx) (强行加排他锁）
其它session就无法对这个表进行读和更新了，除非T1执行完了，就会自动释放排他锁。
例24：
----------------------------------------
T1: begin tran
select * from table(tablockx)
这次，单单select执行完还不行，必须整个事物完成（执行了commit或rollback后）才会释放排他锁。
4) xlock 加排他锁
那它跟tablockx有何区别呢？
它可以这样用，
例25:
----------------------------------------
select * from table(xlock paglock) 对page加排他锁
而TABLELOCX不能这么用。
xlock还可这么用：select * from table(xlock tablock) 效果等同于select * from table(tablockx)
例26
SET LOCK_TIMEOUT 4000 用来设置锁等待时间，单位是毫秒，4000意味着等待
4秒可以用select @@LOCK_TIMEOUT查看当前session的锁超时设置。-1 意味着
永远等待。
T1: begin tran
udpate table set column1=‘hello‘ where id = 10
T2: set lock_timeout 4000
select * from table wehre id = 10
T2执行时，会等待T1释放排他锁，等了4秒钟，如果T1还没有释放排他锁，T2就会抛出异常： Lock request time out period exceeded.
| Requested mode | IS | S | U | IX | SIX | X | | Intent shared (IS) | Yes | Yes | Yes | Yes | Yes | No | | Shared (S) | Yes | Yes | Yes | No | No | No | | Update (U) | Yes | Yes | No | No | No | No | | Intent exclusive (IX) | Yes | No | No | Yes | No | No | | Shared with intent exclusive (SIX) | Yes | No | No | No | No | No | | Exclusive (X) | No | No | No | No | No | No |
不论是数据库系统本身的锁机制，还是乐观锁这种业务数据级别上的锁机制，本质上都是对状态位的读、写、判断。
【原文】http://blog.csdn.net/samjustin1/article/details/52210125
标签：nsa div blank acl 等等 hello details statement 二次
原文地址：http://www.cnblogs.com/sivkun/p/7518312.html
