首先举个例子：
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
p1没有insert，没有delete，没有update，只是一个select，p2才是update。
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。