原文：http://blog.csdn.net/wjeson/article/details/9382067
鎖的概述
一. 為什么要引入鎖
多個用戶同時對數據庫的並發操作時會帶來以下數據不一致的問題:
丟失更新
A,B兩個用戶讀同一數據並進行修改,其中一個用戶的修改結果破壞了另一個修改的結果,比如訂票系統
臟讀
A用戶修改了數據,隨后B用戶又讀出該數據,但A用戶因為某些原因取消了對數據的修改,數據恢復原值,此時B得到的數據就與數據庫內的數據產生了不一致
不可重復讀
A用戶讀取數據,隨后B用戶讀出該數據並修改,此時A用戶再讀取數據時發現前后兩次的值不一致
並發控制的主要方法是封鎖,鎖就是在一段時間內禁止用戶做某些操作以避免產生數據不一致
二 鎖的分類
鎖的類別有兩種分法：
1 . 從數據庫系統的角度來看：分為獨占鎖（即排它鎖），共享鎖和更新鎖
MS - SQL Server 使用以下資源鎖模式。
鎖模式 描述
共享 (S) 用於不更改或不更新數據的操作（只讀操作），如 SELECT 語句。
更新 (U) 用於可更新的資源中。防止當多個會話在讀取、鎖定以及隨后可能進行的資源更新時發生常見形式的死鎖。
排它 (X) 用於數據修改操作，例如 INSERT 、 UPDATE 或 DELETE 。確保不會同時同一資源進行多重更新。
意向鎖 用於建立鎖的層次結構。意向鎖的類型為：意向共享 ( IS )、意向排它 (IX) 以及與意向排它共享 (SIX)。
架構鎖 在執行依賴於表架構的操作時使用。架構鎖的類型為：架構修改 (Sch -M) 和架構穩定性 (Sch -S)。
大容量更新 (BU) 向表中大容量復制數據並指定了 TABLOCK 提示時使用。
共享鎖
共享 (S) 鎖允許並發事務讀取 ( SELECT ) 一個資源。資源上存在共享 (S) 鎖時，任何其它事務都不能修改數據。一旦已經讀取數據，便立即釋放資源上的共享 (S) 鎖，除非將事務隔離級別設置為可重復讀或更高級別，或者在事務生存周期內用鎖定提示保留共享 (S) 鎖。
更新鎖
更新 (U) 鎖可以防止通常形式的死鎖。一般更新模式由一個事務組成，此事務讀取記錄，獲取資源（頁或行）的共享 (S) 鎖，然后修改行，此操作要求鎖轉換為排它 (X) 鎖。如果兩個事務獲得了資源上的共享模式鎖，然后試圖同時更新數據，則一個事務嘗試將鎖轉換為排它 (X) 鎖。共享模式到排它鎖的轉換必須等待一段時間，因為一個事務的排它鎖與其它事務的共享模式鎖不兼容；發生鎖等待。第二個事務試圖獲取排它 (X) 鎖以進行更新。由於兩個事務都要轉換為排它 (X) 鎖，並且每個事務都等待另一個事務釋放共享模式鎖，因此發生死鎖。
若要避免這種潛在的死鎖問題，請使用更新 (U) 鎖。一次只有一個事務可以獲得資源的更新 (U) 鎖。如果事務修改資源，則更新 (U) 鎖轉換為排它 (X) 鎖。否則，鎖轉換為共享鎖。
排它鎖
排它 (X) 鎖可以防止並發事務對資源進行訪問。其它事務不能讀取或修改排它 (X) 鎖鎖定的數據。
意向鎖
意向鎖表示 SQL Server 需要在層次結構中的某些底層資源上獲取共享 (S) 鎖或排它 (X) 鎖。例如，放置在表級的共享意向鎖表示事務打算在表中的頁或行上放置共享 (S) 鎖。在表級設置意向鎖可防止另一個事務隨后在包含那一頁的表上獲取排它 (X) 鎖。意向鎖可以提高性能，因為 SQL Server 僅在表級檢查意向鎖來確定事務是否可以安全地獲取該表上的鎖。而無須檢查表中的每行或每頁上的鎖以確定事務是否可以鎖定整個表。
意向鎖包括意向共享 ( IS )、意向排它 (IX) 以及與意向排它共享 (SIX)。
鎖模式 描述
意向共享 ( IS ) 通過在各資源上放置 S 鎖，表明事務的意向是讀取層次結構中的部分（而不是全部）底層資源。
意向排它 (IX) 通過在各資源上放置 X 鎖，表明事務的意向是修改層次結構中的部分（而不是全部）底層資源。IX 是 IS的超集。
與意向排它共享 (SIX) 通過在各資源上放置 IX 鎖，表明事務的意向是讀取層次結構中的全部底層資源並修改部分（而不是全部）底層資源。允許頂層資源上的並發IS 鎖。例如，表的 SIX 鎖在表上放置一個 SIX 鎖（允許並發IS 鎖），在當前所修改頁上放置 IX 鎖（在已修改行上放置 X 鎖）。雖然每個資源在一段時間內只能有一個 SIX 鎖，以防止其它事務對資源進行更新，但是其它事務可以通過獲取表級的IS 鎖來讀取層次結構中的底層資源。
獨占鎖：只允許進行鎖定操作的程序使用，其他任何對他的操作均不會被接受。執行數據更新命令時，SQL Server會自動使用獨占鎖。當對象上有其他鎖存在時，無法對其加獨占鎖。
共享鎖：共享鎖鎖定的資源可以被其他用戶讀取，但其他用戶無法修改它，在執行Select時，SQL Server會對對象加共享鎖。
更新鎖：當SQL Server准備更新數據時，它首先對數據對象作更新鎖鎖定，這樣數據將不能被修改，但可以讀取。等到SQL Server確定要進行更新數據操作時，他會自動將更新鎖換為獨占鎖，當對象上有其他鎖存在時，無法對其加更新鎖。
2 . 從程序員的角度看：分為樂觀鎖和悲觀鎖。
樂觀鎖：完全依靠數據庫來管理鎖的工作。
悲觀鎖：程序員自己管理數據或對象上的鎖處理。
MS - SQLSERVER 使用鎖在多個同時在數據庫內執行修改的用戶間實現悲觀並發控制
三 鎖的粒度
鎖粒度是被封鎖目標的大小,封鎖粒度小則並發性高,但開銷大,封鎖粒度大則並發性低但開銷小
SQL Server支持的鎖粒度可以分為為行、頁、鍵、鍵范圍、索引、表或數據庫獲取鎖
資源 描述
RID 行標識符。用於單獨鎖定表中的一行。
鍵 索引中的行鎖。用於保護可串行事務中的鍵范圍。
頁 8 千字節 (KB) 的數據頁或索引頁。
擴展盤區 相鄰的八個數據頁或索引頁構成的一組。
表 包括所有數據和索引在內的整個表。
DB 數據庫。
四 鎖定時間的長短
鎖保持的時間長度為保護所請求級別上的資源所需的時間長度。
用於保護讀取操作的共享鎖的保持時間取決於事務隔離級別。采用 READ COMMITTED 的默認事務隔離級別時，只在讀取頁的期間內控制共享鎖。在掃描中，直到在掃描內的下一頁上獲取鎖時才釋放鎖。如果指定HOLDLOCK 提示或者將事務隔離級別設置為REPEATABLE READ 或 SERIALIZABLE ，則直到事務結束才釋放鎖。
根據為游標設置的並發選項，游標可以獲取共享模式的滾動鎖以保護提取。當需要滾動鎖時，直到下一次提取或關閉游標（以先發生者為准）時才釋放滾動鎖。但是，如果指定 HOLDLOCK ，則直到事務結束才釋放滾動鎖。
用於保護更新的排它鎖將直到事務結束才釋放。
如果一個連接試圖獲取一個鎖，而該鎖與另一個連接所控制的鎖沖突，則試圖獲取鎖的連接將一直阻塞到：
將沖突鎖釋放而且連接獲取了所請求的鎖。
連接的超時間隔已到期。默認情況下沒有超時間隔，但是一些應用程序設置超時間隔以防止無限期等待
五 SQL Server 中鎖的自定義
1 處理死鎖和設置死鎖優先級
死鎖就是多個用戶申請不同封鎖,由於申請者均擁有一部分封鎖權而又等待其他用戶擁有的部分封鎖而引起的無休止的等待
可以使用SET DEADLOCK_PRIORITY控制在發生死鎖情況時會話的反應方式。如果兩個進程都鎖定數據，並且直到其它進程釋放自己的鎖時，每個進程才能釋放自己的鎖，即發生死鎖情況。
2 處理超時和設置鎖超時持續時間。
@@LOCK_TIMEOUT 返回當前會話的當前鎖超時設置，單位為毫秒
SET LOCK_TIMEOUT 設置允許應用程序設置語句等待阻塞資源的最長時間。當語句等待的時間大於 LOCK_TIMEOUT 設置時，系統將自動取消阻塞的語句，並給應用程序返回"已超過了鎖請求超時時段"的1222 號錯誤信息
示例
下例將鎖超時期限設置為 1 , 800 毫秒。
SET LOCK_TIMEOUT1800
3 ) 設置事務隔離級別。
4 ) 對 SELECT 、 INSERT 、UPDATE 和 DELETE語句使用表級鎖定提示。
5 ) 配置索引的鎖定粒度
可以使用 sp_indexoption 系統存儲過程來設置用於索引的鎖定粒度
六 查看鎖的信息
1 執行 EXEC SP_LOCK 報告有關鎖的信息
2 查詢分析器中按Ctrl + 2可以看到鎖的信息
七 使用注意事項
如何避免死鎖
1 使用事務時，盡量縮短事務的邏輯處理過程，及早提交或回滾事務；
2 設置死鎖超時參數為合理范圍，如：3分鍾 - 10分種；超過時間，自動放棄本次操作，避免進程懸掛；
3 優化程序，檢查並避免死鎖現象出現；
4 .對所有的腳本和SP都要仔細測試，在正是版本之前。
5 所有的SP都要有錯誤處理（通過 @error ）
6 一般不要修改SQL SERVER事務的默認級別。不推薦強行加鎖
解決問題 如何對行 表 數據庫加鎖
八 幾個有關鎖的問題
1 如何鎖一個表的某一行
SET TRANSACTIONISOLATION LEVEL READUNCOMMITTED
SELECT *FROM table ROWLOCKWHERE id = 1
2 鎖定數據庫的一個表
SELECT *FROM table WITH( HOLDLOCK )
加鎖語句：
sybase:
update 表 set col1 = col1 where1= 0 ;
MSSQL:
select col1from 表 (tablockx)where 1= 0 ;
oracle:
LOCK TABLE 表 IN EXCLUSIVE MODE ；
加鎖后其它人不可操作，直到加鎖用戶解鎖，用commit或rollback解鎖
幾個例子幫助大家加深印象
設table1(A,B,C)
A B C
a1 b1 c1
a2 b2 c2
a3 b3 c3
1 ）排它鎖
新建兩個連接
在第一個連接中執行以下語句
begin tran
update table1
set A= ' aa '
where B= ' b2 '
waitfor delay' 00:00:30' --等待30秒
commit tran
在第二個連接中執行以下語句
begin tran
select *from table1
where B= ' b2 '
commit tran
若同時執行上述兩個語句，則select查詢必須等待update執行完畢才能執行即要等待30秒
2 ）共享鎖
在第一個連接中執行以下語句
begin tran
select *from table1 holdlock - holdlock人為加鎖
where B= ' b2 '
waitfor delay' 00:00:30' --等待30秒
commit tran
在第二個連接中執行以下語句
begin tran
select A,C from table1
where B= ' b2 '
update table1
set A= ' aa '
where B= ' b2 '
commit tran
若同時執行上述兩個語句，則第二個連接中的select查詢可以執行
而update必須等待第一個事務釋放共享鎖轉為排它鎖后才能執行 即要等待30秒
3 ）死鎖
增設table2(D,E)
D E
d1 e1
d2 e2
在第一個連接中執行以下語句
begin tran
update table1
set A= ' aa '
where B= ' b2 '
waitfor delay' 00:00:30'
update table2
set D= ' d5 '
where E= ' e1 '
commit tran
在第二個連接中執行以下語句
begin tran
update table2
set D= ' d5 '
where E= ' e1 '
waitfor delay' 00:00:10'
update table1
set A= ' aa '
where B= ' b2 '
commit tran
同時執行，系統會檢測出死鎖，並中止進程
補充一點:
Sql Server2000支持的表級鎖定提示
HOLDLOCK 持有共享鎖，直到整個事務完成，應該在被鎖對象不需要時立即釋放，等於SERIALIZABLE事務隔離級別
NOLOCK 語句執行時不發出共享鎖，允許臟讀 ，等於 READ UNCOMMITTED事務隔離級別
PAGLOCK 在使用一個表鎖的地方用多個頁鎖
READPAST 讓sql server跳過任何鎖定行，執行事務，適用於READ UNCOMMITTED事務隔離級別只跳過RID鎖，不跳過頁，區域和表鎖
ROWLOCK 強制使用行鎖
TABLOCKX 強制使用獨占表級鎖，這個鎖在事務期間阻止任何其他事務使用這個表
UPLOCK 強制在讀表時使用更新而不用共享鎖
應用程序鎖:
應用程序鎖就是客戶端代碼生成的鎖，而不是sql server本身生成的鎖
處理應用程序鎖的兩個過程
sp_getapplock 鎖定應用程序資源
sp_releaseapplock 為應用程序資源解鎖
注意: 鎖定數據庫的一個表的區別
SELECT *FROM table WITH( HOLDLOCK ) 其他事務可以讀取表，但不能更新刪除
SELECT *FROM table WITH(TABLOCKX) 其他事務不能讀取表,更新和刪除
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Oracle目前不支持臟讀，對於未提交的數據只能在本進程中查詢， 其他進程用戶無法查詢，這樣可能會造成如下問題：
當A和B兩個不同進程的事務同時進行，B事務需要A事務的數據才能向下執行，也就是說A事務執行成功后B事務才能繼續執行，如果A事務沒有執行成功，B事務不能執行。對於這種情況可以采用加鎖的方式進行，可以在兩個事務的執行過程中增加排他鎖，例如在A事務與B事務中都同時更新某張表的某一條記錄:update ss_install set a=1 where xtsb=1,這樣就成功增加了排他鎖。當A事務先執行時，B事務肯定就要等待A事務的完成才能繼續執行。當B事務先執行時，由於產生數據的A事務沒有執行，所以也無法執行，B事務回滾，等待A事務執行完畢，再執行。
需要先了解一下這一特性的產生的背景原因。看下以下這個例子。在一個銀行系統中(一般涉及到錢的問題對並發事務要求是最嚴格的^_^)，會計正在統計當月某地區的個人存款總額，她的這個操作，在后台肯定要產生一條SQL語句，對這一地區的所有用戶的存款額作SUM()，我們假設這一操作產生的語句為A，時間點是T1。由於存款用戶非常多，再加上會有一些對其他表的JOIN條件，語句A的執行時間可能比較長。這時，在A的執行過程中，A已經統計了賬戶X的錢，但還沒有統計到賬戶Y的錢的時候，正好有一個客戶通過ATM機從賬戶X中轉250元錢到帳戶Y，他的操作也產生了一條語句B，對存款表進行更新。開始時間點是T2，結束時間是T3。因為只更新兩條記錄，這個過程非常短。A結束時的時間點是T4。讓我們看下過程圖，看看會產生什么結果： 
從圖中，我們可以看到，T2時刻A已經統計過帳戶X中的錢，但在這時B從X中轉了250元到帳戶Y中，在B結束的時刻T3，A還沒有統計到Y，但Y已經多出了250元了，所以到T4，統計結束時，A實際上多統計出250元。這就是並發事務中的“臟讀(dirty read)”問題。
在標准SQL中，為了防止並發事務中產生臟讀，就需要通過加鎖來控制。這樣就會帶來死鎖、阻塞的問題，即時是粒度最小的行級鎖，也無法避免這些問題。再看下上面這個例子。為了防止臟讀，A在開始時就需要對表加鎖，防止其他事務更新表。這樣，B就會被阻塞，假如A事務要執行1個小時，B可能最長就要被阻塞1個小時(如果你是那個倒霉的客戶，可能早就*罵出來了)。再看下圖， 
從圖中，可以看到，B開始時，存款表被加鎖了，所以B被A阻塞，只有等A釋放鎖以后，B才能更新表。所以B被阻塞了很長時間。在大量並發事務系統中，可能會使整個系統慢得不可想象。
一致性讀
為了解決這一矛盾。Oracle充分利用的回歸段，通過會滾段進行一致性讀取，即避免了臟讀，又大大減少了系統的阻塞、死鎖問題。下面就看下Oracle是如何實現一致性讀的：
當Oracle更新數據塊(Data Block Oracle中最小的存儲單位)時，會在兩個地方記錄下這一更新動作。一個是重做段(Redo Segment)，是用於數據庫恢復(Recover)用的。一個是回滾段(UNDO Segment)，而回滾段是用於事務回滾(Rollback)的(我們只關心回滾段了)。並在數據塊頭部標示出來是否有修改數據。一個語句在讀取數據快時，如果發現這個數據塊是在它讀取的過程中被修改的(即開始執行讀操作時並沒有被修改)，就不直接從數據塊上讀取數據，而是從相應的回滾段條目中讀取數據。這就保證了最終結果應該是讀操作開始時的那一時刻的快照(snapshot)，而不會受到讀期間其他事務的影響。這就是Oracle的一致性讀，也可以叫做多版本(Multi-Versioning)。
以上面的例子為例，A在讀取到Y帳戶時，發現這條記錄已經被修改了，於是就從回滾段讀取保留的回滾數據，最終就能正確得到T1時刻的正確存款總額了。看下圖： 
從圖上看出，A即能得出正確的數據，又保證B不會被阻塞。