sql server 数据库事务隔离级别

 SQL SERVER锁的机制

   SQL server的所有活动都会产生锁。锁定的单元越小，就越能越能提高并发处理能力，但是管理锁的开销越大。如何找到平衡点，使并发性和性能都可接受是SQL Server的难点。
SQL Server有如下几种琐：

1、 共享锁
用于只读操作(SELECT)，锁定共享的资源。共享锁不会阻止其他用户读，但是阻止其他的用户写和修改。

2、 更新锁
更新锁是一种意图锁，当一个事务已经请求共享琐后并试图请求一个独占锁的时候发生更新琐。例如当两个事务在几行数据行上都使用了共享锁，并同时试图获取独占锁以执行更新操作时，就发生了死锁：都在等待对方释放共享锁而实现独占锁。更新锁的目的是只让一个事务获得更新锁，防止这种情况的发生。

3、 独占锁
一次只能有一个独占锁用在一个资源上，并且阻止其他所有的锁包括共享缩。写是独占锁，可以有效的防止’脏读’。

4、 意图缩
在使用共享锁和独占锁之前，使用意图锁。从表的层次上查看意图锁，以判断事务能否获得共享锁和独占锁，提高了系统的性能，不需从页或者行上检查。

5、 计划锁
Sch-M,Sch-S。对数据库结构改变时用Sch-M，对查询进行编译时用Sch-S。这两种锁不会阻塞任何事务锁，包括独占锁。

读是共享锁，写是排他锁，先读后更新的操作是更新锁，更新锁成功并且改变了数据时更新锁升级到排他锁。锁的类型有：
DB-----数据库，由于 dbid 列已包含数据库的数据库 ID，所以没有提供任何信息
FIL----文件
IDX----索引
PG-----页，数据或索引页。页码。页由 fileid:page 组合进行标识，其中，fileid 是 sysfiles 表中的 fileid，而 page 是该文件内的逻辑页码。
KEY----键,用于保护可串行事务中的键范围
TAB----表，包括所有数据和索引在内的整个表。由于 ObjId 列已包含表的对象 ID，所以没有提供任何信息
EXT----区域, 相邻的八个数据页或索引页构成的一组。正被锁定的扩展盘区中的第一个页码。页由 fileid:page 组合进行标识
RID----行，表内已锁定行的行标识符。行由 fileid:page:rid 组合进行标识，其中，rid 是页中的行标识符。

细分锁的模式：
0 Null 没有得到资源的访问权限
1 Sch-S (Schema stability) 对查询进行编译时。能防止加锁的对象被删除直到解锁
2 Sch-M (Schema Modification) 改变数据库结构时发生。能防止其他的事务访问加锁的对象
3 IS (Intent Shares) 意图共享锁。
4 SIU(Share Intent Update) 意图在维护资源的共享锁时，把更新锁放到锁层次结构的下层资源上
5 IS-S(Intent Share-shared) 复合键范围锁
6 IX(Intent Exclusive) 意图排他锁
7 SIX(Share Intent Exclusive) 
8 S(Share) 共享锁
9 U(Update) 更新锁。防止死锁
10 Iin-Nul(Intent Insert-Null) 索引行层次的锁定，复合键范围锁
11 IS-X(Intent Share-Exclusive) 
12 IU(Intent Update) 意图更新锁
13 IS-U(Intent Share Update) 串行更新扫描
14 X(Exclusive) 排他锁
15 BU 块操作使用的锁

所以有如下的结论。

1、一个连接在修改数据块时别的连接不能修改这个数据块，直到解锁。
并行访问是任何数据库解决方案都最为重视的问题了，为了解决并行访问方面的问题各类数据库系统提出了各种各样的方案。SQL Server采用了多线程机制，它当然能够一次处理多个请求。不过，在用户修改数据的情况下并行访问问题就变得复杂起来了。显然，数据库通常只允许唯一用户一次修改特定的数据。当某一用户开始修改某块数据时， SQL Server能很快地锁定数据，阻止其他用户对这块数据进行更新，直到修改该数据的第一位用户完成其操作并提交交易或者回滚。但是，当某一位用户正在修改某块数据时假设另一位用户又正想查询该数据的信息时会发生什么情况呢？
2、通常情况下，一个连接在修改数据块时别的连接也不能查询这个数据块，直到解锁。反之亦然：读的时候不能写和修改。这个方案会降低系统的性能和效率，尽管现在是行级锁（7.0以前是锁页甚至是锁表），如果你一次修改多行数据，SQL Server则会把数据锁定范围提升到页级别乃至锁定整个数据表，从而不必针对每一记录跟踪和维护各自的数据锁，这样能加快修改的速度，消耗小的服务器资源，但是并发性就差了。。
3、一个连接写的时候，另一个连接可以写，但是不得读
4、多个连接可以同时读同一行。

所以锁发生在读、写的竞争上。

5、设置事务的级别 SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL
A、READ COMMITTED ：指定在读取数据时控制共享锁以避免脏读，但数据可在事务结束前更改，从而产生不可重复读取或幻像数据。该选项是 SQL Server 的默认值。
B、READ UNCOMMITTED：执行脏读或 0 级隔离锁定，这表示不发出共享锁，也不接受排它锁。当设置该选项时，可以对数据执行未提交读或脏读；在事务结束前可以更改数据内的数值，行也可以出现在数据集中或从数据集消失。这是四个隔离级别中限制最小的级别。
C、REPEATABLE READ：锁定查询中使用的所有数据以防止其他用户更新数据，但是其他用户可以将新的幻像行插入数据集，且幻像行包括在当前事务的后续读取中。因为并发低于默认隔离级别，所以应只在必要时才使用该选项。
D、SERIALIZABLE：在数据集上放置一个范围锁，以防止其他用户在事务完成之前更新数据集或将行插入数据集内。这是四个隔离级别中限制最大的级别。因为并发级别较低，所以应只在必要时才使用该选项。该选项的作用与在事务内所有 SELECT 语句中的所有表上设置 HOLDLOCK 相同。
注释
一次只能设置这些选项中的一个，而且设置的选项将一直对那个连接保持有效，直到显式更改该选项为止。这是默认行为，除非在语句的 FROM 子句中在表级上指定优化选项。
SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL 的设置是在执行或运行时设置，而不是在分析时设置。

术语解释：

在一个程序中，依据事务的隔离级别将会有三种情况发生。
　　
　　◆脏读：一个事务会读进还没有被另一个事务提交的数据，所以你会看到一些最后被另一个事务回滚掉的数据。

　　◆ 读值不可复现：一个事务读进一条记录，另一个事务更改了这条记录并提交完毕，这时候第一个事务再次读这条记录时，它已经改变了。

　　◆ 幻影读：一个事务用Where子句来检索一个表的数据，另一个事务插入一条新的记录，并且符合Where条件，这样，第一个事务用同一个where条件来检索数据后，就会多出一条记录。

（以上文章摘自网络）

结合以上的理论知识，将IsolationLevel枚举的各值解释如下：

ReadCommitted： 
假设A事务对正在读取数据Data放置了共享锁，那么Data不能被其它事务改写，所以当B事务对Data进行读取时总和A读取的Data数据是一致的，所以避免了脏读。由于在A没有提交之前可以对Data进行改写，那么B读取到的某个值可能会在其读取后被A更改从而导致了该值不能被重复取得；或者当B再次用相同的where字句时得到了和前一次不一样数据的结果集，也就是幻像数据。

ReadUncommitted：
假设A事务即不发布共享锁，也不接受独占锁，那么并发的B或者其它事务可以改写A事务读取的数据，那么并发的C事务读取到的数据的状态和A的或者B的数据都可能不一致，那么。脏读、不可重复读、幻象数据都可能存在。

RepeatableRead：
（注意MSDN原文中的第一句话：在查询中使用的所有数据上放置锁，所以不存在脏读的情况）。
假设A事务对读取的所有数据Data放置了锁，以阻止其它事务对Data的更改，在A没有提交之前，新的并发事务读取到的数据如果存在于Data中，那么该数据的状态和A事务中的数据是一致的，从而避免了不可重复的读取。但在A事务没有结束之前，B事务可以插入新记录到Data所在的表中，那么其它事务再次用相同的where字句查询时，得到的结果数可能上一次的不一致，也就是幻像数据。

Serializable：
 在数据表上放置了排他锁，以防止在事务完成之前由其他用户更新行或向数据集中插入行，这是最严格的锁。它防止了脏读、不可重复读取和幻象数据。

以下是对照表：

隔离级别	脏读（Dirty Read）	不可重复读（NonRepeatable Read）	幻读（Phantom Read）
读未提交（Read uncommitted）	可能	可能	可能
读已提交（Read committed）	不可能	可能	可能
可重复读（Repeatable read）	不可能	不可能	可能
可串行化（Serializable ）	不可能	不可能	不可能

 

 BEGIN TRAN

SELECT @maxid = (id+1) FROM T_table(XLOCK,PAGLOCK) WHERE  IAUTOID=@IAUTOID

 

COMMIT TRAN 

 

XLOCK 使用排它锁并一直保持到由语句处理的所有数据上的事务结束时。使用PAGLOCK或TABLOCK指定该锁,保证其它查询被堵塞。