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事务

1. 基本概念

   是用户定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做，要么全不做，是一个不可分割的工作单位。

2. 和程序比较：

   在关系数据库中，一个事务可以是一条或多条SQL语句,也可以包含一个或多个程序。
   一个程序通常包含多个事务。

3. 事务的特性(ACID)

• 原子性（atomicity）：一个事务是一个不可分割的工作单位，事务中包括的诸操作要么都做，要么都不做；
• 一致性（consistency）：事务必须使数据库从一个一致性状态变成另一个一致性状态；
• 隔离性（isolation）：一个事务的执行不能被其他事务干扰；
• 持续性（durability）：也称永久性，指一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的。

并发控制

多用户数据库：允许多个用户同时使用的数据库（订票系统）

不同的多事务执行方式：

1. 串行执行：每个时刻只有一个事务运行，其他事务必须等到这个事务结束后方能运行。
2. 交叉并发方式：
   单处理机系统中，事务的并发执行实际上是这些并行事务的并行操作轮流交叉运行（不是真正的并发，但是提高了系统效率）
3. 同时并发方式：
   多处理机系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行

并发执行带来的问题：

• 多个事务同时存取同一数据（共享资源）
• 存取不正确的数据，破坏事务一致性和数据库一致性

并发控制概述

并发操作带来的数据不一致性包括

• 丢失修改（lost update）
  T1 和 T2 两个事务都对一个数据进行修改，T1 先修改，T2 随后修改，T2 的修改覆盖了 T1 的修改。
• 读脏数据（dirty read）
  T1 修改一个数据，T2 随后读取这个数据。如果 T1 撤销了这次修改，那么 T2 读取的数据是脏数据。
• 不可重复读（non-repeatable read）
  T2 读取一个数据，T1 对该数据做了修改。如果 T2 再次读取这个数据，此时读取的结果和第一次读取的结果不同。
• 幻影读
  T1 读取某个范围的数据，T2 在这个范围内插入新的数据，T1 再次读取这个范围的数据，此时读取的结果和和第一次读取的结果不同。

记号:W（x）写数据x R（x）读数据x

并发控制机制的任务：

• 对并发操作进行正确的调度
• 保证事务的隔离性
• 保证数据库的一致性

并发控制的主要技术

• 封锁（locking）（主要使用的）
• 时间戳（timestamp）
• 乐观控制法（optimistic scheduler）
• 多版本并发控制（multi-version concurrency control ，MVCC）

封锁

封锁：封锁就是事务T在对某个数据对象（例如表、记录等）操作之前，先向系统发出请求，对其加锁。加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数据对象

确切的控制由封锁的类型决定

读写锁：

排它锁（X锁，exclusive locks）、共享锁（S 锁，share locks）

排它锁又称写锁，对A加了排它锁之后，其他事务不能对A加 任何类型的锁（排斥读和写）

共享锁又称读锁，对A加了共享锁之后，其他事务只能对A加S锁，不能加X锁（只排斥写）

意向锁：

Innodb的意向锁主要用户多粒度的锁并存的情况。比如事务A要在一个表上加S锁，如果表中的一行已被事务B加了X锁，那么该锁的申请也应被阻塞。如果表中的数据很多，逐行检查锁标志的开销将很大，系统的性能将会受到影响。为了解决这个问题，可以在表级上引入新的锁类型来表示其所属行的加锁情况，这就引出了“意向锁”的概念。

举个例子，如果表中记录1亿，事务A把其中有几条记录上了行锁了，这时事务B需要给这个表加表级锁，如果没有意向锁的话，那就要去表中查找这一亿条记录是否上锁了。如果存在意向锁，那么假如事务Ａ在更新一条记录之前，先加意向锁，再加Ｘ锁，事务B先检查该表上是否存在意向锁，存在的意向锁是否与自己准备加的锁冲突，如果有冲突，则等待直到事务Ａ释放，而无须逐条记录去检测。事务Ｂ更新表时，其实无须知道到底哪一行被锁了，它只要知道反正有一行被锁了就行了。 说白了意向锁的主要作用是处理行锁和表锁之间的矛盾，能够显示“某个事务正在某一行上持有了锁，或者准备去持有锁”。

封锁协议

在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则：封锁协议（Locking Protocol）

何时申请X锁或S锁 持锁时间、何时释放

对封锁方式制定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。

常用的封锁协议：三级封锁协议、 两段锁协议 三级封锁协议在不同程度上解决了并发问题，为并发操作的正确调度提供一定的保证。

三级封锁协议

1、一级封锁协议

事务T在修改数据R之前，必须先对其加X锁，直到事务结束（commit/rollback）才释放。 一级封锁协议可以防止丢失修改 如果是读数据，不需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。

2、 二级封锁协议

在一级封锁协议的基础（写要加X锁，事务结束释放）上，增加事务T在读入数据R之前必须先对其加S锁，读完后即可释放S锁。（读要加S锁，读完即释放） 二级封锁协议除了可以防止丢失修改，还可以防止读脏数据 由于读完数据即释放S锁，不能保证不可重复读

3、三级封锁协议：

在一级封锁协议基础上增加事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束后释放。 三级封锁协议除了可以防止丢失修改和读脏数据外，还防止了不可重复读。 三级封锁协议的主要区别是什么操作需要申请锁，何时释放锁。封锁协议越高，一致性程度越高。

两段锁协议

加锁和解锁分为两个阶段进行。在事务执行过程中，随时都可以锁定，锁只有在执行commit或rollback时才会释放，并且所有的锁都是在同一时刻被释放。

MySQL 的 InnoDB 存储引擎采用两段锁协议，会根据隔离级别在需要的时候自动加锁，并且所有的锁都是在同一时刻被释放，这被称为隐式锁定。

隔离级别

脏读"、“不可重复读"和"幻读”，其实都是数据库读一致性问题，必须由数据库提供一定的事务隔离机制来解决。

数据库的事务隔离越严格，并发副作用越小，但付出的代价也就越大。

MYSQL常看当前数据库的事务隔离级别：show variables like ‘tx_isolation’;

1、读未提交 (Read Uncommitted)

最低的隔离等级，允许其他事务看到没有提交的数据，会导致脏读。

2、读已提交 (Read Committed)

被读取的数据可以被其他事务修改，这样可能导致不可重复读。也就是说一个事务所做的修改在提交之前对其它事务是不可见的。该等级也是 SQL Server 默认的隔离等级。

3、可重复读(Repeatable Read)

一个事务中多次读取相同的记录，结果是一致的，可避免脏读、不可重复读。

MYSQL默认是REPEATABLE-READ 。

4、串行化(Serializable)

所有事务一个接着一个的执行，这样可以避免幻读 (phantom read)，对于基于锁来实现并发控制的数据库来说，串行化要求在执行范围查询的时候，需要获取范围锁，如果不是基于锁实现并发控制的数据库，则检查到有违反串行操作的事务时，需回滚该事务。

5、总结

读未提交: 一个事务还没提交时，它做的变更就能被别的事务看到。 读提交: 一个事务提交之后，它做的变更才会被其他事务看到。 可重复读 : 一个事务执行过程中看到的数据，总是跟这个事务在启动时看到的数据是一致的。当然在可重复读隔离级别下，未提交变更对其他事务也是不可见的。 串行化: 顾名思义是对于同一行记录，“写”会加“写锁”，“读”会加“读锁”。当出现读写锁冲突的时候，后访问的事务必须等前一个事务执行完成，才能继续执行。 四个级别逐渐增强，每个级别解决一个问题，事务级别越高，性能越差，大多数环境(Read committed 就可以用了)

隔离级别	读数据一致性	脏读	不可重复读	幻影读
未提交读	最低级别	√	√	√
提交读	语句级	×	√	√
可重复读	事务级	×	×	√
可串行化	最高级别	×	×	×

事务隔离级别的实现

• 读未提交 无锁

• 读已提交 MVCC（Multi-Version Concurrency Control, MVCC）多版本并发控制

• 可重复读

  MVCC只工作在REPEATABLE READ和READ COMMITED隔离级别下。
  MVCC最大的作用是: 实现了非阻塞的读操作,写操作也只锁定了必要的行.

• 可序列化 读加共享锁，写加排他锁，读写互斥。使用的悲观锁的理论。

参考：

• 《MySQL技术内幕：InnoDB存储引擎》

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