数据库原理-事务基本概念

Posted 2020-10-20

2018-1-9 by Atlas

• 数据库访问

read（X）：把数据X，从磁盘的数据库中读到内存的缓冲区中。
write（X）：把数据X，从内存的缓存区写回磁盘的数据库。

• ACID性质

1、原子性（Atomicity）
一个事务对数据的所有操作，是一个不可分割的工作单元。这些操作要么全部执行，要么什么也不做（就对DB的效果而言）。
保证原子性是数据库系统本身的职责，由DBMS的事务管理子系统实现。
2、一致性（Consistency）
一个事务独立执行的结果，应保持数据库的一致性，即数据不会因事务的执行而遭受破坏。
确保单个事务的一致性是编写事务的应用程序员的职责，在系统运行时，由DBMS的完整性子系统执行测试任务。
3、隔离性（Isolation）
在多个事务并发执行时，系统应保证与这些事务先后单独执行时的结果一样，此时称事务达到了隔离性的要求。也就是在多个事务并发执行时，保证执行结果是正确的，如同单用户环境一样。
隔离性是由DBMS的并发控制子系统实现的。
4、持久性（Durability）
一个事务一旦完成全部操作后，它对数据库的所有更新应永久地反映在数据库中，不会丢失。即使以后系统发生故障，也是如此。
持久性由DBMS的恢复管理子系统实现的。

• 检查点技术

REDO（重做）和UNDO（撤销）处理，实际上是采用检查点（Checkpoint）方法实现的。
两次检查点和其中间故障点把事务分为五类：
T1：事务到达第一次检查点前已经完成。
T2：事务在第一次检查点前开始直到故障点前已经完成。
T3：事务在第一次检查点前开始直到故障点没有完成。
T4：事务在第一次检查点后开始直到故障点前已经完成。
T5：事务在第一次检查点后开始直到故障点没有完成。
故障处理：

• 事务T1不必恢复。因为它们的更新已经在第一次检查点时写到数据库中了。
• 事务T2和事务T4必须重做（REDO）。因为它们结束在下一个检查点之前。它们对DB的修改仍在内存缓冲区，还未写到磁盘。
• 事务T3和事务T5必须撤销（UNDO）。因为它们还未做完，必须撤销事务已对DB作的修改。

• 数据库并发操作问题

• 丢失更新问题：
  数据库中A的初值是100，事务T1对A的值减30，事务T2对A的值增加1倍。如果执行次序是先T1后T2，那么结果A的值是140。如果先执行T2后T1，那么A的值是170。这两种情况都应该是正确的。但事务T1读A的值执行中事务T2也读A的值执行，先执行完的事务更新的值被后执行完的事务更新的值覆盖，结果丢失了先执行完的事务对数据库的更新操作。因而这个并发操作是不正确的。
• 读脏数据问题：
  （1）数据库中A的初值是100，事务T1把A的值修改为70，但尚未提交（即未做COMMIT操作），事务T2紧跟着读未提交的A值（70）。随后，事务T1做ROLLBACK操作，把A的值恢复为100。而事务T2仍在使用被撤销了的A值（70）。在数据库技术中，把未提交的随后被撤销的数据称为“脏数据”。
  （2）数据库中A的初值是100，事务T1把A的值修改为70，但尚未提交（即未做COMMIT操作），事务T2紧跟着读未提交的A值（70）。事务T2对A的值增加1倍，执行完的事务T2对数据库作更新操作。随后，事务T1做ROLLBACK操作，把A的值恢复为100。结果丢失了事务T2对数据库的更新操作。破坏了数据库的完整性。
• 不可重复读问题：
  数据库中A的初值是100，事务T1需要两次读取同一数据项A，但是在两次读操作的间隔中，另一个事务T2改变了A的值。因此，T1在两次读同一数据项A时却读出了不同的值。

• 封锁技术

锁（Lock）是一个与数据项相关的变量，对可能应用于该数据项上的操作而言，锁描述了该数据项的状态。
通常在数据库中每个数据项都有一个锁。锁的作用是使并发事务对数据库中数据项的访问能够同步。封锁技术中主要有两种封锁：排他型封锁和共享型封锁。

• 排他型封锁（X锁）：
  Exclusive Lock 简称X锁，又称写锁。
  定义：如果事务T对某个数据R（可以是数据项、记录、数据集乃至整个数据库）实现了X锁，那么在T对数据R解除封锁之前，不允许其他事务T再对该数据加任何类型的锁。这种锁称为“X锁”。
  使用X锁的操作有两个：
  （1）申请X锁操作“XFIND R”：表示事务对数据R申请加X锁，若成功，则可以读或写数据R；如果不成功，那么这个事务将进入等待队列，一直到获准X锁，事务才能继续做下去。
  （2）解除X锁操作“XRELEASE R”：表示事务要解除对数据R的X锁。
  在一个事务对数据加上X锁后，并且对数据进行了修改，如果过早地解锁，有可能使其他事务读了未提交数据（且随后被回退），引起丢失其他事务的更新。为了解决这个问题，X锁的解除操作应该合并到事务的结束（COMMIT或ROLLBACK）操作中。也就是系统中没有解除X锁操作的语句，在COMMIT语句和ROLLBACK语句中包含了解除X锁的操作。
• 共享型封锁（S锁）：
  Shared Lock 简称S锁，又称读锁。
  定义：如果事务T对某数据加上S锁后，仍允许其他事务再对该数据加S锁，但在对数据的所有S锁都解除之前决不允许任何事务对该数据加X锁。
  使用S锁的操作有三个：
  （1）申请S锁操作“SFIND R”：表示事务对数据R申请加S锁，若成功，则可以读数据R，但不可以写数据R；如果不成功，那么这个事务将进入等待队列，一直到获准S锁，事务才能继续做下去。
  （2）升级和写操作“UPDX R”：表示事务要把对数据R的S锁升级为X锁，若成功则更新数据R，否则这个事务进入等待队列。
  （3）解除S锁操作“SRELEASE R”：表示事务要解除对数据R的S锁。
  可以看出，获准S锁的事务只能读数据，不能更新数据，若有更新，则先要把S锁升级为X锁。另外，由于S锁只允许读数据，因此解除S锁的操作不必要合并到事务的结束操作中去，可以随时根据需要解除S锁。
• 封锁粒度：
  定义：封锁对象的大小称为封锁粒度。
  封锁的对象可以是逻辑单元，也可以是物理单元。在数据库中，封锁对象可以是属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库等逻辑单元；也可以是页（数据页或索引页）、块等物理单元。
  封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关。封锁的粒度越大，并发度也就越小，但同时系统的开销也就越小；相反，封锁的粒度越小，并发度越高，但系统的开销也就越大。

• 事务的存取模式

（1）READ ONLY（只读型）：事务对数据库的操作只能是读操作。定义这个模式后，表示随后的事务均是只读型。
（2）READ WRITE（读写型）：事务对数据的操作可以是读操作，也可以是写操作。定义这个模式后，表示随后的事务均是读写型。在程序开始时默认这种模式。

• 事务的隔离级别

（1）SERIALIZEABLE（可串行化）：允许事务与其他事务并发执行，但系统必须保证并发调用是可串行化，不致发生错误。
（2）REPEATABLE READ（可重复读）：只允许事务读已提交的数据，并且在两次读同一数据时不允许其他事务修改此数据。
（3）READ COMMITTED（读提交数据）：允许事务读已提交的数据，但不要求“可重复读”。
（4）READ UNCOMMITTED（可以读未提交数据）：允许事务读已提交或未提交的数据。

• 语句定义：
  SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE
  SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ
  SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED
  SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED

摘抄自：《数据库原理》