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最近在項目中使用SqlServer的時候發現在高并發情況下，頻繁更新和頻繁查詢引發死鎖。通常我們知道如果兩個事務同時對一個表進行插入或修改數據，會發生在請求對表的X鎖時，已經被對方持有了。由于得不到鎖，后面的Commit無法執行，這樣雙方開始死鎖。但是select語句和update語句同時執行，怎么會發生死鎖呢？看完下面的分析，你會明白的……

首先舉個例子：
? CREATE PROC p1 @p1 int AS
????? SELECT c2, c3 FROM t1 WHERE c2 BETWEEN @p1 AND @p1+1
?? GO

?? CREATE PROC p2 @p1 int AS
???????? UPDATE t1 SET c2 = c2+1 WHERE c1 = @p1
???????? UPDATE t1 SET c2 = c2-1 WHERE c1 = @p1
?? GO

?p1沒有insert，沒有delete，沒有update，只是一個select，p2才是update。
?那么，什么導致了死鎖？

?? 需要從事件日志中，看sql的死鎖信息：
?? Spid X is running this query (line 2 of proc [p1], inputbuffer “… EXEC p1 4 …”):
?? SELECT c2, c3 FROM t1 WHERE c2 BETWEEN @p1 AND @p1+1
?? Spid Y is running this query (line 2 of proc [p2], inputbuffer “EXEC p2 4”):
?? UPDATE t1 SET c2 = c2+1 WHERE c1 = @p1
??????????????
?? The SELECT is waiting for a Shared KEY lock on index t1.cidx. The UPDATE holds a conflicting X lock.
?? The UPDATE is waiting for an eXclusive KEY lock on index t1.idx1. The SELECT holds a conflicting S lock.

首先，我們看看p1的執行計劃。怎么看呢？可以執行set statistics profile on，這句就可以了。下面是p1的執行計劃
?? SELECT c2, c3 FROM t1 WHERE c2 BETWEEN @p1 AND @p1+1
??????? |--Nested Loops(Inner Join, OUTER REFERENCES:([Uniq1002], [t1].[c1]))
?????????????? |--Index Seek(OBJECT:([t1].[idx1]), SEEK:([t1].[c2] >= [@p1] AND [t1].[c2] <= [@p1]+(1)) ORDERED FORWARD)
???????????????????? |--Clustered Index Seek(OBJECT:([t1].[cidx]), SEEK:([t1].[c1]=[t1].[c1] AND [Uniq1002]=[Uniq1002]) LOOKUP ORDERED FORWARD)

我們看到了一個nested loops，第一行，利用索引t1.c2來進行seek，seek出來的那個rowid，在第二行中，用來通過聚集索引來查找整行的數據。這是什么？就是bookmark lookup啊！為什么？因為我們需要的c2、c3不能完全的被索引t1.c1帶出來，所以需要書簽查找。

好，我們接著看p2的執行計劃。
?? UPDATE t1 SET c2 = c2+1 WHERE c1 = @p1
???????? |--Clustered Index Update(OBJECT:([t1].[cidx]), OBJECT:([t1].[idx1]), SET:([t1].[c2] = [Expr1004]))
?????????????? |--Compute Scalar(DEFINE:([Expr1013]=[Expr1013]))
???????????????????? |--Compute Scalar(DEFINE:([Expr1004]=[t1].[c2]+(1), [Expr1013]=CASE WHEN CASE WHEN ...
?????????????????????????? |--Top(ROWCOUNT est 0)
???????????????????????????????? |--Clustered Index Seek(OBJECT:([t1].[cidx]), SEEK:([t1].[c1]=[@p1]) ORDERED FORWARD)

通過聚集索引的seek找到了一行，然后開始更新。這里注意的是，update的時候，它會申請一個針對clustered index的X鎖的。

實際上到這里，我們就明白了為什么update會對select產生死鎖。update的時候，會申請一個針對clustered index的X鎖，這樣就阻塞住了（注意，不是死鎖！）select里面最后的那個clustered index seek。死鎖的另一半在哪里呢？注意我們的select語句，c2存在于索引idx1中，c1是一個聚集索引cidx。問題就在這里！我們在p2中更新了c2這個值，所以sqlserver會自動更新包含c2列的非聚集索引：idx1。而idx1在哪里？就在我們剛才的select語句中。而對這個索引列的更改，意味著索引集合的某個行或者某些行，需要重新排列，而重新排列，需要一個X鎖。

SO………，問題就這樣被發現了。

總結一下，就是說，某個query使用非聚集索引來select數據，那么它會在非聚集索引上持有一個S鎖。當有一些select的列不在該索引上，它需要根據rowid找到對應的聚集索引的那行，然后找到其他數據。而此時，第二個的查詢中，update正在聚集索引上忙乎：定位、加鎖、修改等。但因為正在修改的某個列，是另外一個非聚集索引的某個列，所以此時，它需要同時更改那個非聚集索引的信息，這就需要在那個非聚集索引上，加第二個X鎖。select開始等待update的X鎖，update開始等待select的S鎖，死鎖，就這樣發生鳥。

那么，為什么我們增加了一個非聚集索引，死鎖就消失鳥？我們看一下，按照上文中自動增加的索引之后的執行計劃：
?? SELECT c2, c3 FROM t1 WHERE c2 BETWEEN @p1 AND @p1+1
????? |--Index Seek(OBJECT:([deadlocktest].[dbo].[t1].[_dta_index_t1_7_2073058421__K2_K1_3]), SEEK:([deadlocktest].[dbo].[t1].[c2] >= [@p1] AND [deadlocktest].[dbo].[t1].[c2] <= [@p1]+(1)) ORDERED FORWARD)

哦，對于clustered index的需求沒有了，因為增加的覆蓋索引已經足夠把所有的信息都select出來。就這么簡單。

實際上，在sqlserver 2005中，如果用profiler來抓eventid：1222，那么會出現一個死鎖的圖，很直觀的說。

下面的方法，有助于將死鎖減至最少（詳細情況，請看SQLServer聯機幫助，搜索：將死鎖減至最少即可。

·???????? 按同一順序訪問對象。

·???????? 避免事務中的用戶交互。

·???????? 保持事務簡短并處于一個批處理中。

·???????? 使用較低的隔離級別。

·???????? 使用基于行版本控制的隔離級別。

????????????? -??? 將 READ_COMMITTED_SNAPSHOT 數據庫選項設置為 ON，使得已提交讀事務使用行版本控制。

????????????? -??? 使用快照隔離。

·???????? 使用綁定連接。

本文出自oecp博客，請務必保留此出處http://oecpby.blog.51cto.com/2203338/457054

總結

以上是生活随笔為你收集整理的sql server中同时执行select和update语句死锁问题的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

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