标签：完成 写锁 隔离 内存 level 运行时 基本概念 根据 ted
2018-1-9 by Atlasread（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。
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。
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。
- 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。
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。
（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。
（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》
标签：完成 写锁 隔离 内存 level 运行时 基本概念 根据 ted
原文地址：http://blog.51cto.com/damon188/2059227
