一、背景

1. 講故事

相信絕大部分用 SQLSERVER 作為底層存儲的程序員都知道 nolock 關(guān)鍵詞，即使當(dāng)時不知道也會在踩過若干阻塞坑之后果斷的加上 nolock，但這玩意有什么注意事項呢？這就需要了解它的底層原理了。

二、nolock 的原理

1. sql 阻塞還原

為了方便講述，先創(chuàng)建一個 post 表，插個 6 條記錄，參考代碼如下：

CREATE TABLE post(id INT IDENTITY,content char(4000))
GO

INSERT INTO dbo.post VALUES('aaa')
INSERT INTO dbo.post VALUES('bbb')
INSERT INTO dbo.post VALUES('ccc');
INSERT INTO dbo.post VALUES('ddd');
INSERT INTO dbo.post VALUES('eee');
INSERT INTO dbo.post VALUES('fff');

這里為了簡單我沒有創(chuàng)建索引，所以會出現(xiàn) Table Scan 的情況，畢竟生產(chǎn)環(huán)境下的sql也避免不了 Table Scan 和 Clustered Index Scan 的存在，接下來還原下阻塞場景，開啟兩個 session 會話, session1 為正在運行的 update 事務(wù), session2 為一個簡單的 select 操作，這種場景下會導(dǎo)致 session2 阻塞，參考代碼如下：

• session1

BEGIN TRAN
UPDATE post SET content='xxxxx' WHERE id=3

• session2

SELECT * FROM post WHERE id=4

從圖中可以看到，這個 select 已經(jīng)阻塞 9 分鐘了，那為什么會被阻塞呢？可以觀察 SQLSERVER 內(nèi)部的統(tǒng)計信息，比如鎖相關(guān)的動態(tài)視圖 sys.dm_tran_locks ，參考代碼如下：

SELECT t.request_session_id,
       CASE
           WHEN t.resource_type = 'OBJECT' THEN
               OBJECT_NAME(t.resource_associated_entity_id)
           WHEN t.resource_associated_entity_id = 0 THEN
               '/'
           ELSE
               OBJECT_NAME(p.object_id)
       END AS resource_name,
       index_id,
       t.resource_type,
       t.resource_description AS description,
       t.request_mode AS mode,
       t.request_status AS status
FROM sys.dm_tran_locks AS t
    LEFT JOIN sys.partitions AS p
        ON p.hobt_id = t.resource_associated_entity_id
WHERE t.resource_database_id = DB_ID()

從圖中看，session55 準(zhǔn)備在 1:489:0 這個槽位指向的記錄上附加 S 鎖時被阻塞，因為 1:489:0 已經(jīng)被附加了 X 鎖，很顯然這個 X 鎖是 update 給的。

上面給出的是一個 靜態(tài)視圖，為了方便顯示動態(tài)視圖，這里把 sql profile 開起來觀察兩個 session 給鎖的過程，事件選擇上如下所示：

將 sqlprofile 開啟后，重新運行下剛才的兩個會話，觀察 profile 的走勢，截圖如下：

圖中的注釋已經(jīng)說的非常清楚了，和 sys.dm_tran_locks 顯示的一致，有了這些基礎(chǔ)后接下來觀察下如果加上 with (nolock) 會怎么樣？

SELECT * FROM post(NOLOCK) WHERE id=4

你會發(fā)現(xiàn)結(jié)果是可以出來的，那為什么可以出來呢？繼續(xù)觀察下 profile 即可。

從 session 55 的 lock 輸出來看，with(nolock) 會對 post 表附加 Sch-S 架構(gòu)穩(wěn)定鎖，以及分區(qū)中的 堆或BTree 附加S鎖， 而不再對 PAGE 附加任何鎖了，所以就不存在阻塞的情況，但肯定會引起臟讀。

到這里基本上就是 nolock 的底層玩法了吧，不過也有一個注意點，nolock 真的不會引發(fā)阻塞嗎? 接下來我們好好聊一聊。

3. nolock 真的無視阻塞嗎

從 sqlprofile 觀察鎖的走勢圖來看，nolock 只是在上限為 page 頁級別上做到無視，但在 page 之上就無法做到了，比如你看到的 Sch-S,可能有些朋友要問了，為什么要加上 Sch-S 鎖呢？其實很簡單，在 query 的過程中一定要保持架構(gòu)穩(wěn)定嘛，不能在 query 的過程中，post 表突然被刪了，這樣大家多尷尬。

接下來也可以做個簡單的測試。

----- session 1
BEGIN TRAN
TRUNCATE TABLE post;

----- session 2
SELECT * FROM post(NOLOCK) WHERE id=4

可以發(fā)現(xiàn) nolock 查詢也被阻塞了，原因就在于拿不到 post 表的 Sch-S 鎖，因為 TRUNCATE 已經(jīng)給 post 附加了 Sch-M 架構(gòu)修改鎖，那有沒有數(shù)據(jù)支撐呢？繼續(xù)用動態(tài)視圖 sys.dm_tran_locks 觀察便可。

三、總結(jié)

綜上所述，nolock 也僅在 page 級別上暢通無阻，在某些情況下也會有阻塞情況的發(fā)生，由于無鎖自然就會讀到別的會話已修改但還未提交的記錄，sqlserver 作為一個數(shù)據(jù)庫應(yīng)用程序，里面包含了大量的運行時統(tǒng)計信息，這些統(tǒng)計信息可以用 系統(tǒng)視圖 和 動態(tài)視圖 獲取，完全可以基于它們做一個完善的 APM 監(jiān)控。