数据库管理（事务、ACID、并发、封锁、可串行化、隔离）（转）

1、数据库事务

1.1 数据库事务(Database Transaction) ，是指作为单个逻辑工作单元执行的一系列操作。

1.2 事务的4个特性（ACID）：
(1)原子性（atomic）（atomicity)事务必须是原子工作单元；对于其数据修改，要么全都执行，要么全都不执行。通常，与某个事务关联的操作具有共同的目标，并且是相互依赖的。原子性消除了系统处理操作子集的可能性。
(2)一致性（consistent）(consistency)事务在完成时，必须使所有的数据都保持一致状态。事务结束时，所有的内部数据结构（如B树索引或双向链表）都必须是正确的。
(3)隔离性（insulation）(isolation)由并发事务所作的修改必须与任何其它并发事务所作的修改隔离。事务查看数据时数据所处的状 态，要么是另一并发事务修改它之前的状态，要么是另一事务修改它之后的状态，事务不会查看中间状态的数据。这称为可串行性，因为它能够重新装载起始数据， 并且重播一系列事务，以使数据结束时的状态与原始事务执行的状态相同。当事务可序列化时将获得最高的隔离级别。在此级别上，从一组可并行执行的事务获得的 结果与通过连续运行每个事务所获得的结果相同。由于高度隔离会限制可并行执行的事务数，所以一些应用程序降低隔离级别以换取更大的吞吐量。防止数据丢失。
(4)持久性（Duration）(durability）事务完成之后，它对于系统的影响是永久性的。该修改即使出现致命的系统故障也将一直保持。

1.3 事务有3种模型：
(1)隐式事务是指每一条数据操作语句都自动地成为一个事务；每个事务都没有显式的开始和结束标记。
(2)显式事务是指有显式的开始结束标记的事务；或者开始是隐式的，事务的结束有明确的标记。（begin transaction 事务开始--commit 事务正常结束--rollback事务出错回滚）
(3)自动事务是系统自动默认的，开始和结束不用标记。 

2、并发控制

2.1 常见并发并发一致性问题包括：丢失的修改（lost update）、读脏数据（dirty read）、不可重复读（unrepeatable read）、幻影读（phantom read，又叫幻读，幻象读，非一致性读，或者幽灵数据，往往与不可重复读归为一类）。

2.2 为了解决并发不一致问题，SQL标准定义了4类隔离级别，包括了一些具体规则，用来限定事务内外的哪些改变是可见的，哪些是不可见的。低级别的隔离级一般支持更高的并发处理，并拥有更低的系统开销。
(1)ReadUncommitted（读取未提交内容）在该隔离级别，所有事务都可以看到其他未提交事务的执行结果。本隔离级别很少用于实际应用，因为它的性能也不比其他级别好多少。读取未提交的数据，也被称之为脏读。
(2)ReadCommitted（读取提交内容）这是大多数数据库系统的默认隔离级别（比如SQLSever，Oracle，但不是MySQL默认的）。它满足了隔离的简单定义：一个事务只能看见已经提交事务所做的改变。这种隔离级别也支持所谓的不可重复读，因为同一事务的其他实例在该实例处理其间可能会有新的commit，所以同一select可能返回不同结果。
(3)RepeatableRead（可重读）这是MySQL的默认事务隔离级别，它确保同一事务的多个实例在并发读取数据时，会看到同样的数据行。不过理论上，这会导致幻读。
(4)Serializable（可串行化）这是最高的隔离级别，它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。

 

	脏读 Dirty Read	不可重复读 Non-Repeatable Read	错误读取/幻读/虚读 Phantom Read
读未提交 Read Uncommitted	√	√	√
读已提交 Read Committed	×	√	√
可重复读 Repeatable Read	×	×	√
可串行化 Serializable	×	×	×

2.3 为了体现隔离级别，数据库使用了封锁技术（locking）

(1)S锁，Share Locks，共享锁，读锁，被加锁的对象可以被持锁事务读取，但是不能被修改，其他事务也可以在上面再加s锁。
(2)X锁，Exclusive Locks，排他锁，写锁，被加锁的对象只能被持有锁的事务读取和修改，其他事务无法在该对象上加其他锁，也不能读取和修改该对象。

 2.4 引入封锁技术又带来了“死锁”问题

解决死锁的两类方法：
(1)预防法：一次封锁法（每个事务必须将所用到的数据全部加锁，否则不能执行）和顺序封锁法（对用到的数据按照预先设定的顺序加锁）。
(2)诊断解除法：超时法（一事务超过规定时间则判定发生死锁）和等待图法（事务等待图是一个有向图G=(T,U)，T为结点的集合，每个结点表示正在运行的事务；U为边的集合，每条边表示事务等待的情况。若事务T1等待事务T2，则T1，T2之间有一条有向边，从 T1 指向 T2。如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁）。

2.5 封锁协议（Locking Protocol）

2.5.1 保证数据一致性的封锁协议的三级封锁协议

对并发操作的不正确调度可能会带来的三种数据不一致性：丢失修改、不可重复读和读“脏”数据。三级封锁协议分别在不同程度上解决了这一问题。
(1)1级封锁协议:事务T修改数据R之前必须先对其X加锁，直到事务结束才释放。事务结束包括正常结束和非正常结束。1级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。在1级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。
(2)2级封锁协议:1级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后即可释放S锁。2级封锁协议除防止丢失修改，还可进一步防止读“脏”数据。在2级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证保重复读。
(3)3级封锁协议:1级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结果才释放。3级封锁协议除防止丢失修改和不读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读。 

 2.5.2 保证并行调度可串行性的封锁协议的两段锁协议

可串行性是并行调度正确性的唯一准则，两段锁（简称2PL）协议是为保证并行调度可串行性而提供的封锁协议。
两段锁协议规定：
在对任何数据进行读、写操作之前，事务道首先要获得对该数据的封锁，而且在释放一个封锁之生，事务不再获得任何其他封锁。
所谓“两段”锁的含义是，事务分为两个阶段，第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段，第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。

 2.6 可串行化

调度是一个或多个事务的重要操作按时间排序的一个序列。
如果一个调度的动作首先是一个事务的所有动作，然后是另一个事务的所有动作，以此类推，而没有动作的混合，那么我们说这一调度是串行的。
事务的正确性原则告诉我们，每个串行调度都将保持数据库状态的一致性。 通常，不管数据库初态怎样，一个调度对数据库状态的影响都和某个串行调度相同，我们就说这个调度是可串行化的。[如果一并行调度的结果等价于某一串行调度的结果，那么这个并行调度成为可串行化的]