數據庫系統原理
事務
概念
事務指的是滿足 ACID 特性的一組操作，可以通過 Commit 提交一個事務，也可以使用 Rollback 進行回滾。
ACID
- 原子性（Atomicity）
事務被視爲不可分割的最小單元，事務的所有操作要麼全部提交成功，要麼全部失敗回滾。
回滾可以用回滾日誌來實現，回滾日誌記錄着事務所執行的修改操作，在回滾時反向執行這些修改操作即可。 - 一致性（Consistency）
數據庫在事務執行前後都保持一致性狀態。在一致性狀態下，所有事務對一個數據的讀取結果都是相同的。 - 隔離性（Isolation）
一個事務所做的修改在最終提交以前，對其它事務是不可見的。 - 持久性（Durability）
一旦事務提交，則其所做的修改將會永遠保存到數據庫中。即使系統發生崩潰，事務執行的結果也不能丟失。
使用重做日誌來保證持久性。
事務的 ACID 特性概念簡單，但不是很好理解，主要是因爲這幾個特性不是一種平級關係：
只有滿足一致性，事務的執行結果纔是正確的。
在無併發的情況下，事務串行執行，隔離性一定能夠滿足。此時只要能滿足原子性，就一定能滿足一致性。
在併發的情況下，多個事務並行執行，事務不僅要滿足原子性，還需要滿足隔離性，才能滿足一致性。
事務滿足持久化是爲了能應對數據庫崩潰的情況。
AUTOCOMMIT
MySQL 默認採用自動提交模式。也就是說，如果不顯式使用 START TRANSACTION 語句來開始一個事務，那麼每個
查詢都會被當做一個事務自動提交。
併發一致性
在併發環境下，事務的隔離性很難保證，因此會出現很多併發一致性問題。
丟失修改
T1 和 T2 兩個事務都對一個數據進行修改，T1 先修改，T2 隨後修改，T2 的修改覆蓋了 T1 的修改。
讀髒數據
T1 修改一個數據，T2 隨後讀取這個數據。如果 T1 撤銷了這次修改，那麼 T2 讀取的數據是髒數據。
不可重複讀
T2 讀取一個數據，T1 對該數據做了修改。如果 T2 再次讀取這個數據，此時讀取的結果和第一次讀取的結果不同。
幻影讀
T1 讀取某個範圍的數據，T2 在這個範圍內插入新的數據，T1 再次讀取這個範圍的數據，此時讀取的結果和和第一次
讀取的結果不同。
產生併發不一致性問題主要原因是破壞了事務的隔離性，解決方法是通過併發控制來保證隔離性。併發控制可以通過
封鎖來實現，但是封鎖操作需要用戶自己控制，相當複雜。數據庫管理系統提供了事務的隔離級別，讓用戶以一種更
輕鬆的方式處理併發一致性問題
鎖
封鎖粒度
MySQL 中提供了兩種封鎖粒度：行級鎖以及表級鎖。
應該儘量只鎖定需要修改的那部分數據，而不是所有的資源。鎖定的數據量越少，發生鎖爭用的可能就越小，系統的
併發程度就越高。
但是加鎖需要消耗資源，鎖的各種操作（包括獲取鎖、釋放鎖、以及檢查鎖狀態）都會增加系統開銷。因此封鎖粒度
越小，系統開銷就越大。
在選擇封鎖粒度時，需要在鎖開銷和併發程度之間做一個權衡。
封鎖類型
- 讀寫鎖
排它鎖（Exclusive），簡寫爲 X 鎖，又稱寫鎖。
共享鎖（Shared），簡寫爲 S 鎖，又稱讀鎖。
有以下兩個規定：
一個事務對數據對象 A 加了 X 鎖，就可以對 A 進行讀取和更新。加鎖期間其它事務不能對 A 加任何鎖。
一個事務對數據對象 A 加了 S 鎖，可以對 A 進行讀取操作，但是不能進行更新操作。加鎖期間其它事務能對 A
加 S 鎖，但是不能加 X 鎖。 - 意向鎖
使用意向鎖（Intention Locks）可以更容易地支持多粒度封鎖。
在存在行級鎖和表級鎖的情況下，事務 T 想要對錶 A 加 X 鎖，就需要先檢測是否有其它事務對錶 A 或者表 A 中的任
意一行加了鎖，那麼就需要對錶 A 的每一行都檢測一次，這是非常耗時的。
意向鎖在原來的 X/S 鎖之上引入了 IX/IS，IX/IS 都是表鎖，用來表示一個事務想要在表中的某個數據行上加 X 鎖或 S
鎖。有以下兩個規定：
一個事務在獲得某個數據行對象的 S 鎖之前，必須先獲得表的 IS 鎖或者更強的鎖；
一個事務在獲得某個數據行對象的 X 鎖之前，必須先獲得表的 IX 鎖。
通過引入意向鎖，事務 T 想要對錶 A 加 X 鎖，只需要先檢測是否有其它事務對錶 A 加了 X/IX/S/IS 鎖，如果加了就表
示有其它事務正在使用這個表或者表中某一行的鎖，因此事務 T 加 X 鎖失敗。
解釋如下：
任意 IS/IX 鎖之間都是兼容的，因爲它們只是表示想要對錶加鎖，而不是真正加鎖；
S 鎖只與 S 鎖和 IS 鎖兼容，也就是說事務 T 想要對數據行加 S 鎖，其它事務可以已經獲得對錶或者表中的行的
S 鎖。
封鎖協議
- 三級封鎖協議
一級封鎖協議
事務 T 要修改數據 A 時必須加 X 鎖，直到 T 結束才釋放鎖。
可以解決丟失修改問題，因爲不能同時有兩個事務對同一個數據進行修改，那麼事務的修改就不會被覆蓋。
二級封鎖協議
在一級的基礎上，要求讀取數據 A 時必須加 S 鎖，讀取完馬上釋放 S 鎖。
可以解決讀髒數據問題，因爲如果一個事務在對數據 A 進行修改，根據 1 級封鎖協議，會加 X 鎖，那麼就不能再加 S
鎖了，也就是不會讀入數據。
三級封鎖協議
在二級的基礎上，要求讀取數據 A 時必須加 S 鎖，直到事務結束了才能釋放 S 鎖。
可以解決不可重複讀的問題，因爲讀 A 時，其它事務不能對 A 加 X 鎖，從而避免了在讀的期間數據發生改變。
- 兩段鎖協議
加鎖和解鎖分爲兩個階段進行。
可串行化調度是指，通過併發控制，使得併發執行的事務結果與某個串行執行的事務結果相同。
事務遵循兩段鎖協議是保證可串行化調度的充分條件。例如以下操作滿足兩段鎖協議，它是可串行化調度。
lock-x(A)…lock-s(B)…lock-s©…unlock(A)…unlock©…unlock(B)
但不是必要條件，例如以下操作不滿足兩段鎖協議，但是它還是可串行化調度。
lock-x(A)…unlock(A)…lock-s(B)…unlock(B)…lock-s©…unlock©
MySQL 隱式與顯示鎖定
MySQL 的 InnoDB 存儲引擎採用兩段鎖協議，會根據隔離級別在需要的時候自動加鎖，並且所有的鎖都是在同一時
刻被釋放，這被稱爲隱式鎖定。
InnoDB 也可以使用特定的語句進行顯示鎖定：
SELECT … LOCK In SHARE MODE; SELECT … FOR UPDATE;