良心与思想

上文中，我们解决了那个场景的死锁问题。这次，我们分析一下，为什么会死锁呢？再回顾一下两个sp的写法：
   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

   很奇怪吧！p1没有insert，没有delete，没有update，只是一个select，p2才是update。这个和我们前面说过的，trans1里面updata A，update B；trans2里面upate B，update A，根本不贴边啊！
   那么，什么导致了死锁？

   需要从事件日志中，看sql的死锁信息：
   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，我们看看p1的执行计划。怎么看呢？可以执行set statistics profile on，这句就可以了。下面是p1的执行计划
   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)

   我们看到了一个nested loops，第一行，利用索引t1.c2来进行seek，seek出来的那个rowid，在第二行中，用来通过聚集索引来查找整行的数据。这是什么？就是bookmark lookup啊！为什么？因为我们需要的c2、c3不能完全的被索引t1.c1带出来，所以需要书签查找。
   好，我们接着看p2的执行计划。
   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)

   通过聚集索引的seek找到了一行，然后开始更新。这里注意的是，update的时候，它会申请一个针对clustered index的X锁的。

   实际上到这里，我们就明白了为什么update会对select产生死锁。update的时候，会申请一个针对clustered index的X锁，这样就阻塞住了（注意，不是死锁！）select里面最后的那个clustered index seek。死锁的另一半在哪里呢？注意我们的select语句，c2存在于索引idx1中，c1是一个聚集索引cidx。问题就在这里！我们在p2中更新了c2这个值，所以sqlserver会自动更新包含c2列的非聚集索引：idx1。而idx1在哪里？就在我们刚才的select语句中。而对这个索引列的更改，意味着索引集合的某个行或者某些行，需要重新排列，而重新排列，需要一个X锁。
   SO………，问题就这样被发现了。

   总结一下，就是说，某个query使用非聚集索引来select数据，那么它会在非聚集索引上持有一个S锁。当有一些select的列不在该索引上，它需要根据rowid找到对应的聚集索引的那行，然后找到其他数据。而此时，第二个的查询中，update正在聚集索引上忙乎：定位、加锁、修改等。但因为正在修改的某个列，是另外一个非聚集索引的某个列，所以此时，它需要同时更改那个非聚集索引的信息，这就需要在那个非聚集索引上，加第二个X锁。select开始等待update的X锁，update开始等待select的S锁，死锁，就这样发生鸟。

   那么，为什么我们增加了一个非聚集索引，死锁就消失鸟？我们看一下，按照上文中自动增加的索引之后的执行计划：
   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，对于clustered index的需求没有了，因为增加的覆盖索引已经足够把所有的信息都select出来。就这么简单。

   实际上，在sqlserver 2005中，如果用profiler来抓eventid：1222，那么会出现一个死锁的图，很直观的说。

   下面的方法，有助于将死锁减至最少（详细情况，请看SQLServer联机帮助，搜索：将死锁减至最少即可。

• 按同一顺序访问对象。
• 避免事务中的用户交互。
• 保持事务简短并处于一个批处理中。
• 使用较低的隔离级别。
• 使用基于行版本控制的隔离级别。
  • 将 READ_COMMITTED_SNAPSHOT 数据库选项设置为 ON，使得已提交读事务使用行版本控制。
  • 使用快照隔离。
• 使用绑定连接。

打印 | 张贴于 2006-12-18 14:21:00 | Tag:Solution