數據庫基本概念之事務與並發控制

• 事務ACID
• 鎖

參考資料：關系數據庫工作原理簡述

數據庫事務具有ACID特性

「為什么引入原子性」事務執行過程中可能是不一致的狀態，如果能確保事務原子性，除了執行過程中，其它時刻不一致性狀態都是不可見的。通過記錄redo/undo日志-通過

• 原子性（Atomicity）：數據庫事務包含的所有操作，要么全部執行成功，要么完全不執行。執行成功的操作寫入數據庫，一旦執行失敗對數據庫沒有任何影響。
• 一致性（Consistency）：數據庫在事務執行前和執行后都是一致性的狀態，即事務的執行是從一個一致性狀態轉換至另一個一致性狀態「完整性約束」
• 隔離性（Isolation）：數據庫應該保證：事務不應該讀取其他事務產生的不一致的中間數據，因為這樣會導致對數據庫的錯誤更新。即，每個事務都感覺不到其它事務在並發的執行。
• 持久性（Durability）：事務執行成功，它對數據庫的改變將是永久的--數據庫發生故障不應該影響已經成功之行的事務。

事務調度

調度：多個事務的中操作的一個CPU執行順序。

可串行化調度：如果存在調度S1，使得無論什么數據庫初態，調度S1、S效果相同，那么S是可串行化的。

兩個事務操作Ii,Ij分別屬於事務Ti,Tj沖突的條件

1. 操作Ii,Ij位於不同事務中，即：i!=j
2. 操作面向同一個數據對象
3. 兩個操作中至少有一個為寫

若調度S經過若干非沖突操作的交換，得到調度S1，那么S和S1是沖突等價的，若S為串行調度則稱S1為沖突可串行化。

調度S與S1稱為視圖可串行化，當滿足如下條件：

1. 任意數據項Q，調度S中是Ti讀取了初始值，那么調度S1中也是Ti讀取了初始值
2. 任意數據項Q，調度S中Ti讀取了Tj寫入的數據，那么S1中也必須是Ti讀取了Tj寫入的數據
3. 任意數據項Q，調度S中Ti完成最后寫，那么S1中也必須是Ti完成最后寫

視圖可串行化比沖突可串行化更寬松一點，任意一個視圖可串行化非沖突可串行化的調度中，肯定存在盲寫（即不讀直接寫）。級聯回滾是由於臟讀引起的，避免級聯回滾讀已提交。如果仍然是讀未提交級別的話，需要滿足當前事務讀的數據的創造者早於。

鎖

為什么要引入鎖？防止多個事務並發執行時：同時對數據庫元素讀/寫導致非可串行化發生。臨界區

如果在訪問數據完成立即釋放鎖，將會導致不一致的情況發生。例如：

T1: X(A)R(A)(A+=50)W(A)U(A)X(B)R(B)(B-=50)W(B)U(B)
T2: S(A)R(A)U(A)S(B)R(B)U(B)display(A+B)

事務執行過程中，SET A、B 100，執行結果可能是250，也可能是150，造成了數據庫的不一致性。

若假定事務約定提交時候才釋放鎖，那么會導致死鎖的產生。例如：

T1: W(A)W(B)
T2: W(B)W(A)

在事務T1執行完W（A），需要在B上加X鎖才能釋放在A上的鎖，T2需要在A上加X鎖才能釋放B上的排他鎖，這就導致一個死鎖的發生。Ti->Tj表示Tj等待Ti持有的鎖，假如等待圖中出現環，即表示發生死鎖，需回滾其中一個事務才能解決。

餓死： T1持有A上的S鎖，T2要在A上加X鎖，如果再有事務在A上加S鎖，都會排在T2之前，就會導致T2總是不能加排他鎖。避免的條件（T要在Q上加M鎖）：

1. 不存在其它事務持有Q上與M沖突的鎖
2. 等待隊列中不存在先於T的事務（先后順序）

避免死鎖的措施：T2需要在Q上加鎖，如果Q的等待隊列中存在T1，T1需要持有T2已持有的鎖，那么把T2放在T1前邊。

• 兩階段封鎖（two phase lock,2PL）：即在釋放鎖之前必須把其他的鎖都加上。是實現可串行化的充分條件。
• 嚴格兩階段封鎖協議：事務持有的排他鎖在事務執行結束才釋放
• 強兩階段封鎖協議：事務提交之前不得釋放任何鎖

更新鎖：兩個事務先加共享鎖，然后兩個事務都想升級鎖，導致的經典死鎖問題，更新鎖加鎖時自己和S一樣，已持有后，更排他鎖一樣

警示鎖：用在數據庫元素多層次上，IS IX S X對子元素上鎖是，必須先對父元素上鎖

幻讀 :將insert、delete設計成對數據庫表粒度的寫操作

T1
BEGIN
select count(*) from table1 where id = 1;
*****           <--
end;

begin;
insert into table(id) values(1);
end;

以上例子T1首先對表中所有元組加S鎖，正在計算還未提交，事務T2插入了一條符號條件的，但是被漏掉了~

樹形結構封鎖：例子，索引文件的索引塊

• 事務第一個鎖可以在樹的任意節點上
• 只有事務當前節點的父節點持有鎖時才能獲得后續的鎖
• 節點可以任意時候釋放鎖
• 事務不能對一個解鎖的事務重新上鎖，即使改節點在其父節點上仍然持有鎖（不能回頭）

有效性確認：

• 對於所有經過有效性驗證且在T開始前沒有完成的U，即滿足FIN(U)>START(T)，檢測WS(T) WS(U)是否有交叉。
• 對於已經經過有效性驗證且在T有效性驗證前沒有完成的U，