SQL Server 中的事务和锁（三）-Range S-U,X-X 以及死锁

在上一篇中忘记了一个细节。Range T-K 到底代表了什么？Range T-K Lock 代表了在 SERIALIZABLE 隔离级别中，为了保护范围内的数据不被并发的事务影响而使用的一类锁模式（避免幻读）。它由两个部分构成：

第一个部分代表了他锁定了一个索引范围，在这个范围内，所有索引使用 T 锁进行锁定；

第二个部分是而这个范围内已经命中的Key，这些 Key 将使用 K 锁进行锁定。

合并在一起我们说在这个范围内，索引范围和特定的row的锁定模式为 Range T-K。

举上一篇的一个例子吧：

SELECT [data] FROM [MyTable] WHERE [index_column]>=20 AND [index_column]<=40

的锁的使用情况是：

实际上，上述语句产生的锁有两个部分，第一个是 Range S 锁，范围是 20-40 的索引范围，第二是 Key 上使用的 S 锁，在图中可以看到有三个 Key 被命中了，分别是“无限远”，“25”对应的索引以及“30”对应的索引。其 Mode 为 Range S-S，其 Type 为 KEY，也就是，他们的范围锁为 Range S，Key 锁为 S 锁。

更新和插入操作涉及的锁

涉及的锁主要是两种，一种是 Range S-U 锁，另一种是 Range X-X 锁。

Range S-U，这个选定索引范围会获得 S 锁而命中的 Key 使用 U 锁锁定，以便将来转换为 X 锁。而在更新时，则彻底成为 X 锁，这个范围内的锁模式也就成了 Range X-X。由于更新的数据列不同（有可能是索引列，有可能不是），使用的索引也不同（聚集，非聚集，唯一，等），因此其情况就不容易像 Range S-S 锁那么容易得出规律了。总的来说有几种情况还是一致的，这里就不再逐个实验了（这里强烈推荐阅读 SQL Server 2008 Internals 这本书关于锁的章节，讲述的很清楚）：

首先，在相等判断（例如“=”），且索引为唯一索引的情况下。如果该索引命中，不会有 Range T-K 锁锁定记录范围，而相应的记录直接获得 U 锁或者 X 锁；

其次，在相等判断，不论索引是否为唯一索引，如果该索引没有命中记录，则 Range T-K 锁锁定 “下一个”记录。（关于“下一个”的解释请参见上一篇）；

第三，在范围条件（>、<、BETWEEN），不论索引是否唯一，如果该索引命中，不但该范围会获得 Range T-K 锁，而该范围的“下一个”记录也会获得 Range T-K 锁。

为什么 Serializable 隔离级别更容易死锁

我们从第一篇的图可以看到，SERIALIZABLE 级别能够保证最严格的数据一致性，但是这些保卫的手段只要稍稍变化就可以发展为死锁。事实上，在各种隔离级别中，数据一致性越高，则越容易发生死锁；数据一致性越低，则发生死锁的概率就越小。

在这些隔离级别中，SERIALIZABLE 是最容易死锁的，这得益于 Range T-K 锁使锁定的范围不仅仅限于现有数据，还有未来数据；不仅仅限定现有的若干数据页，而是一个广大的范围。

这其中，最恐怖的问题莫过于“下一个”数据的锁定。这非常容易造成大范围死锁。我们以第一篇的例子来说明：

1 2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 13 14

SELECT @findCount=COUNT(id) FROM MyTable WHERE [fk_related_id]=@Argument   IF (@findCount > 0) BEGIN     ROLLBACK TRANSACTION     RETURN ERROR_CODE END   INSERT INTO MyTable ([fk_related_id],…) VALUES (@Argument,…)   COMMIT TRANSACTION RETURN SUCCESS_CODE

在这个例子中，表 MyTable 的列 fk_related_id 是一个唯一索引（非聚集），事务隔离级别为 SERIALIZABLE。不同的存储过程执行会传入不同的 @Argument，表面看来，这不会有任何的问题，但是由于“下一个”数据的锁定，在稍高水平的并发上，就出现了大约 80% 的失败情况，这些失败都来源于死锁。我们挑选了其中的一次：

我们试图以每秒钟 15 个的压力在 @Argument 属于 [1, 1000] 的范围内进行存储过程调用。在这个过程中，有一个 @Argument 为 115 的记录首先成功的插入了进去！

id	fk_related_id	data
1	115	…

接下来有一个 @Argument 为 74 的记录获得了机会，我们假设它的 Session Id 为 A。它执行了 SELECT 语句：

id	fk_related_id	data
1	115 (A 获得了Range S-S Lock)	…

接下来有一个 @Argument 为 4 的记录获得了机会，我们假设它的 Session Id 为 B。它执行了 SELECT 语句：

id	fk_related_id	data
	115 (A 、B获得了Range S-S Lock)	…

接下来，Session A 执行到了 INSERT 语句，那么 Range S-S 锁会试图进行一个转换测试（Range I-N 锁），但这显然是行不通的，因为 Session B 也获得了 Range S-S Lock，因此 Session A 陷入了等待；

而 Session B 也执行到了 INSERT 语句，相同的，它也陷入了等待；这样，Session A 等待 Session B 放弃 Range 锁，Session B 等待 Session A 放弃锁，这是一个死锁了。

而更糟糕的事情是，凡是 @Argument 小于 115 的记录，他都会试图令下一个记录获得新的 Range S-S 锁，从而进入无限的等待中，至少，1-115 号记录死锁，并且最终 114 个需要放弃，1个成功。这就是为什么 SERIALIZABLE 隔离级别不但会发生死锁，而且在某些时候，是大面积死锁。

总之：在 SERIALIZABLE 隔离级别下，只要有类似同一索引为条件先读后写的状况的，在较大并发下发生死锁的概率很高，而且如果碰巧既有的记录索引按照排序规则在非常靠后的位置，则很可能发生大面积死锁。

那么如何解决这个问题呢，呃，降低隔离级别当然是一个方法，例如，如果你能接受幻读，那么 REPEATABLE READ 是一个不错的选择。但是我突然在某篇博客中看到了使用 SELECT WITH UPDLOCK 的方法。事实上，这种东西让死锁更容易了。

例如，一个存储过程 SELECT B，而后 SELECT A；而另外的存储过程先 SELECT A，再 SELECT B，那么由于顺序不同，排他锁仅仅是 Read 的情况就可能发生死锁了。

那么为什么 REPEATABLE READ 会好得多呢？因为 REPEATABLE READ 紧紧锁定现有记录，而不会使用 Range 锁。我们仍然以上述存储过程为例，这样，只有两个被锁定的行数据在同一个页上（因为默认情况下使用页级锁），或者说挨得足够近，才有可能死锁，并且这个死锁仅仅限于这个数据页上的记录而不会影响其他记录，因此死锁的概率大大降低了。

我们实际测试中，在相同的测试条件下，并发提高到 100 的情况下时才有不到 0.1% 的死锁失败几率。当然我们付出了允许幻读的代价。