数据库系统概论

事务、并发一致性、封锁、隔离级别、多版本并发控制、Next-Key Locks、关系数据库设计理论、ER图等概念简述。

一、事务

概念

事务指的是满足ACID特性的一组操作，可以通过Commit提交一个事务，也可以使用Rollback进行回滚。

ACID

原子性(Atomicity)

事务被视为不可分割的最小单元，事务的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚。

回滚可以用回滚日志来实现，回滚日志记录着事务所执行的修改操作，在回滚时反向执行这些修改操作即可。

一致性(Consistency)

数据库在事务执行前后都保持一致性状态。在一致性状态下，所有事务对一个数据的读取结果都是相同的。

隔离性(Isolation)

一个事务所做的修改在最终提交以前，对其它事务是不可见的。类似于软件协同开发中，每个人在本地对代码仓库所做的修改，其他人是无法得知的，只有在提交之后。

持久性(Durability)

一旦事务提交，则其所做的修改将会永远保存到数据库中。即使系统发生崩溃，事务执行的结果也不能丢。

使用重做日志来保证持久性。

ACID之间的关系

只有满足一致性，事务的执行结果才是正确的。

在无并发的情况下，事务串行执行，隔离性一定能够满足。此时只要能满足原子性，就一定能满足一致性。

在并发的情况下，多个事务并行执行，事务不仅要满足原子性，还需要满足隔离性，才能满足一致性。

事务满足持久化是为了能应对数据库崩溃的情况。

二、并发一致性

在并发环境下，事务的隔离性很难保证，因此会出现很多并发一致性问题。

丢失修改

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

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

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。

总结

产生并发不一致性问题主要原因是破坏了事务的隔离性，解决方法是通过并发控制来保证隔离性。并发控制可以通过封锁来实现，但是封锁操作需要用户自己控制，相当复杂。数据库管理系统提供了事务的隔离级别，让用户以一种更轻松的方式处理并发一致性问题。

三、封锁

封锁粒度

MySQL 中提供了两种封锁粒度：行级锁以及表级锁。

应该尽量只锁定需要修改的那部分数据，而不是所有的资源。锁定的数据量越少，发生锁争用的可能就越小，系统的并发程度就越高。

但是加锁需要消耗资源，锁的各种操作（包括获取锁、释放锁、以及检查锁状态）都会增加系统开销。因此封锁粒度越小，系统开销就越大。

在选择封锁粒度时，需要在锁开销和并发程度之间做一个权衡。

封锁类型

读写锁

• 排它锁（Exclusive），简写为 X 锁，又称写锁。
• 共享锁（Shared），简写为 S 锁，又称读锁。

有以下两个规定：

• 一个事务对数据对象 A 加了 X 锁，就可以对 A 进行读取和更新。加锁期间其它事务不能对 A 加任何锁。
• 一个事务对数据对象 A 加了 S 锁，可以对 A 进行读取操作，但是不能进行更新操作。加锁期间其它事务能对 A 加 S 锁，但是不能加 X 锁。

锁的兼容关系如下：

-	X	S
X	×	×
S	×	√

意向锁

使用意向锁（Intention Locks）可以更容易地支持多粒度封锁。

在存在行级锁和表级锁的情况下，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，就需要先检测是否有其它事务对表 A 或者表 A 中的任意一行加了锁，那么就需要对表 A 的每一行都检测一次，这是非常耗时的。

意向锁在原来的 X/S 锁之上引入了 IX/IS，IX/IS 都是表锁，用来表示一个事务想要在表中的某个数据行上加 X 锁或 S 锁。有以下两个规定：

• 一个事务在获得某个数据行对象的 S 锁之前，必须先获得表的 IS 锁或者更强的锁；
• 一个事务在获得某个数据行对象的 X 锁之前，必须先获得表的 IX 锁。

通过引入意向锁，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，只需要先检测是否有其它事务对表 A 加了 X/IX/S/IS 锁，如果加了就表示有其它事务正在使用这个表或者表中某一行的锁，因此事务 T 加 X 锁失败。

意向锁、排它锁、兼容锁的兼容关系如下：

-	X	IX	S	IS
X	×	×	×	×
IX	×	√	×	√
S	×	×	√	√
IS	×	√	√	√

• 任意 IS、IX 锁之间都是兼容的，因为它们只是表示想要对表加锁，而不是真正加锁；
• 意向锁相互兼容，因为 IX、IS 只是表明申请更低层次级别元素（比如page、记录）的X、S操作。
• 表级S锁和 X、IX 锁不兼容，因为上了表级 S 锁后，不允许其他事务再加 X 锁。
• 表级 X 锁和 IS、IX、S、X 不兼容，因为上了表级X锁后，会修改数据，即使是行级排他锁，因为表级锁定的行肯定包括行级锁定的行，所以表级X和IX、X都不兼容。

封锁协议

三级封锁协议

一级封锁协议

事务 T 要修改数据 A 时必须加 X 锁，直到 T 结束才释放锁。

可以解决丢失修改问题，因为不能同时有两个事务对同一个数据进行修改，那么事务的修改就不会被覆盖。

T1	T2
lock-x (A)
read A=20
	lock-x (A)
	wait
write A=19	.
commit	.
unlock-x (A)	.
	obtain
	read A=19
	write A=21
	commit
	unlock-x (A)

二级封锁协议

在一级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，读取完马上释放 S 锁。

可以解决读脏数据问题，因为如果一个事务在对数据 A 进行修改，根据 1 级封锁协议，会加 X 锁，那么就不能再加 S 锁了，也就是不会读入数据。

T1	T2
lock-x (A)
read A=20
write A=19
	lock-s (A)
	wait
rollback	.
A=20	.
unlock-x (A)	.
	obtain
	read A=20
	unlock-s (A)
	commit

三级封锁协议

在二级封锁协议的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，直到事务结束了才能释放 S 锁。

可以解决不可重复读的问题，因为读 A 时，其它事务不能对 A 加 X 锁，从而避免了在读的期间数据发生改变。

T1	T2
lock-s (A)
read A=20
	lock-x (A)
	wait
read A=20	.
commit	.
unlock-s (A)	.
	obtain
	read A=20
	write A=19
	commit
	unlock-x (A)

两段锁协议

加锁和解锁分为两个阶段进行。

可串行化调度是指，通过并发控制，使得并发执行的事务结果与某个串行执行的事务结果相同。

事务遵循两段锁协议是保证可串行化调度的充分条件。例如以下操作满足两段锁协议，它是可串行化调度。

lock-x(A)...lock-s(B)...lock-s(C)...unlock(A)...unlock(C)...unlock(B)

但不是必要条件，例如以下操作不满足两段锁协议，但是它还是可串行化调度。

lock-x(A)...unlock(A)...lock-s(B)...unlock(B)...lock-s(C)...unlock(C)

MySQL 隐式与显示锁定

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。

InnoDB 也可以使用特定的语句进行显示锁定：

SELECT ... LOCK In SHARE MODE;
SELECT ... FOR UPDATE;

三、隔离级别

未提交读（READ UNCOMMITTED）

事务中的修改，即使没有提交，对其它事务也是可见的。

提交读（READ COMMITTED）

一个事务只能读取已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务所做的修改在提交之前对其它事务是不可见的。

可重复读（REPEATABLE READ）

保证在同一个事务中多次读取同样数据的结果是一样的。

可串行化（SERIALIZABLE）

强制事务串行执行。

需要加锁实现，而其它隔离级别通常不需要。

隔离级别	脏读	不可重复读	幻影读
未提交读	√	√	√
提交读	×	√	√
可重复读	×	×	√
可串行化	×	×	×

四、多版本并发控制

多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control, MVCC）是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎实现隔离级别的一种具体方式，用于实现提交读和可重复读这两种隔离级别。而未提交读隔离级别总是读取最新的数据行，无需使用 MVCC。可串行化隔离级别需要对所有读取的行都加锁，单纯使用 MVCC 无法实现。

版本号

• 系统版本号：是一个递增的数字，每开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增。
• 事务版本号：事务开始时的系统版本号。

隐藏的列

MVCC 在每行记录后面都保存着两个隐藏的列，用来存储两个版本号：

• 创建版本号：指示创建一个数据行的快照时的系统版本号；
• 删除版本号：如果该快照的删除版本号大于当前事务版本号表示该快照有效，否则表示该快照已经被删除了。

Undo 日志

MVCC 使用到的快照存储在 Undo 日志中，该日志通过回滚指针把一个数据行（Record）的所有快照连接起来。

实现过程

以下实现过程针对可重复读隔离级别。

当开始一个事务时，该事务的版本号肯定大于当前所有数据行快照的创建版本号，理解这一点很关键。数据行快照的创建版本号是创建数据行快照时的系统版本号，系统版本号随着创建事务而递增，因此新创建一个事务时，这个事务的系统版本号比之前的系统版本号都大，也就是比所有数据行快照的创建版本号都大。

SELECT

多个事务必须读取到同一个数据行的快照，并且这个快照是距离现在最近的一个有效快照。但是也有例外，如果有一个事务正在修改该数据行，那么它可以读取事务本身所做的修改，而不用和其它事务的读取结果一致。

把没有对一个数据行做修改的事务称为 T，T 所要读取的数据行快照的创建版本号必须小于 T 的版本号，因为如果大于或者等于 T 的版本号，那么表示该数据行快照是其它事务的最新修改，因此不能去读取它。除此之外，T 所要读取的数据行快照的删除版本号必须大于 T 的版本号，因为如果小于等于 T 的版本号，那么表示该数据行快照是已经被删除的，不应该去读取它。

INSERT

将当前系统版本号作为数据行快照的创建版本号。

DELETE

将当前系统版本号作为数据行快照的删除版本号。

UPDATE

将当前系统版本号作为更新前的数据行快照的删除版本号，并将当前系统版本号作为更新后的数据行快照的创建版本号。可以理解为先执行 DELETE 后执行 INSERT。

快照读与当前读

快照读

使用 MVCC 读取的是快照中的数据，这样可以减少加锁所带来的开销。

select * from table ...;

当前读

读取的是最新的数据，需要加锁。以下第一个语句需要加 S 锁，其它都需要加 X 锁。

select * from table where ? lock in share mode;
select * from table where ? for update;
insert;
update;
delete;

五、Next-Key Locks

Next-Key Locks 是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎的一种锁实现。

MVCC 不能解决幻影读问题，Next-Key Locks 就是为了解决这个问题而存在的。在可重复读（REPEATABLE READ）隔离级别下，使用 MVCC + Next-Key Locks 可以解决幻读问题。

Record Locks

锁定一个记录上的索引，而不是记录本身。

如果表没有设置索引，InnoDB 会自动在主键上创建隐藏的聚簇索引，因此 Record Locks 依然可以使用。

Gap Locks

锁定索引之间的间隙，但是不包含索引本身。例如当一个事务执行以下语句，其它事务就不能在 t.c 中插入 15。

SELECT c FROM t WHERE c BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE;

Next-Key Locks

它是 Record Locks 和 Gap Locks 的结合，不仅锁定一个记录上的索引，也锁定索引之间的间隙。例如一个索引包含以下值：10, 11, 13, and 20，那么就需要锁定以下区间：

(-∞, 10]
(10, 11]
(11, 13]
(13, 20]
(20, +∞)

六、关系数据库设计理论

函数依赖

记 A->B 表示 A 函数决定 B，也可以说 B 函数依赖于 A。

如果 {A1，A2，… ，An} 是关系的一个或多个属性的集合，该集合函数决定了关系的其它所有属性并且是最小的，那么该集合就称为键码。

对于 A->B，如果能找到 A 的真子集 A’，使得 A’-> B，那么 A->B 就是部分函数依赖，否则就是完全函数依赖。

对于 A->B，B->C，则 A->C 是一个传递函数依赖。

异常

以下的学生课程关系的函数依赖为 {Sno, Cname} -> {Sname, Sdept, Mname, Grade}，键码为 {Sno, Cname}。也就是说，确定学生和课程之后，就能确定其它信息。

Sno	Sname	Sdept	Mname	Cname	Grade
1	学生-1	学院-1	院长-1	课程-1	90
2	学生-2	学院-2	院长-2	课程-2	80
2	学生-2	学院-2	院长-2	课程-1	100
3	学生-3	学院-2	院长-2	课程-2	95

不符合范式的关系，会产生很多异常，主要有以下四种异常：

• 冗余数据：例如 学生-2 出现了两次。
• 修改异常：修改了一个记录中的信息，但是另一个记录中相同的信息却没有被修改。
• 删除异常：删除一个信息，那么也会丢失其它信息。例如删除了 课程-1 需要删除第一行和第三行，那么 学生-1 的信息就会丢失。
• 插入异常：例如想要插入一个学生的信息，如果这个学生还没选课，那么就无法插入。

范式

范式理论是为了解决以上提到四种异常。

高级别范式的依赖于低级别的范式，1NF 是最低级别的范式。

第一范式 (1NF)

属性不可分。

第二范式 (2NF)

每个非主属性完全函数依赖于键码。

可以通过分解来满足。

分解前

Sno	Sname	Sdept	Mname	Cname	Grade
1	学生-1	学院-1	院长-1	课程-1	90
2	学生-2	学院-2	院长-2	课程-2	80
2	学生-2	学院-2	院长-2	课程-1	100
3	学生-3	学院-2	院长-2	课程-2	95

以上学生课程关系中，{Sno, Cname} 为键码，有如下函数依赖：

• Sno -> Sname, Sdept
• Sdept -> Mname
• Sno, Cname-> Grade

Grade 完全函数依赖于键码，它没有任何冗余数据，每个学生的每门课都有特定的成绩。

Sname, Sdept 和 Mname 都部分依赖于键码，当一个学生选修了多门课时，这些数据就会出现多次，造成大量冗余数据。

---

分解后

关系-1

Sno	Sname	Sdept	Mname
1	学生-1	学院-1	院长-1
2	学生-2	学院-2	院长-2
3	学生-3	学院-2	院长-2

有以下函数依赖：

• Sno -> Sname, Sdept
• Sdept -> Mname

关系-2

Sno	Cname	Grade
1	课程-1	90
2	课程-2	80
2	课程-1	100
3	课程-2	95

有以下函数依赖：

• Sno, Cname -> Grade

第三范式 (3NF)

非主属性不传递函数依赖于键码。

上面的 关系-1 中存在以下传递函数依赖：

• Sno -> Sname, Sdept
• Sdept -> Mname
• Sno -> Mname

可以进行以下分解：

关系-11

Sno	Sname	Sdept
1	学生-1	学院-1
2	学生-2	学院-2
3	学生-3	学院-2

关系-12

Sdept	Mname
学院-1	院长-1
学院-2	院长-2

七、ER 图

Entity-Relationship，有三个组成部分：实体、属性、联系。

用来进行关系型数据库系统的概念设计。

实体的三种联系

包含一对一，一对多，多对多三种。

• 如果 A 到 B 是一对多关系，那么画个带箭头的线段指向 B；
• 如果是一对一，画两个带箭头的线段；
• 如果是多对多，画两个不带箭头的线段。

下图的 Course 和 Student 是一对多的关系。

表示出现多次的关系

一个实体在联系出现几次，就要用几条线连接。

下图表示一个课程的先修关系，先修关系出现两个 Course 实体，第一个是先修课程，后一个是后修课程，因此需要用两条线来表示这种关系。

联系的多向性

虽然老师可以开设多门课，并且可以教授多名学生，但是对于特定的学生和课程，只有一个老师教授，这就构成了一个三元联系。

表示子类

用一个三角形和两条线来连接类和子类，与子类有关的属性和联系都连到子类上，而与父类和子类都有关的连到父类上。

参考

• AbrahamSilberschatz, HenryF.Korth, S.Sudarshan, 等. 数据库系统概念 [M]. 机械工业出版社, 2006.
• 施瓦茨. 高性能 MYSQL(第3版)[M]. 电子工业出版社, 2013.
• 史嘉权. 数据库系统概论[M]. 清华大学出版社有限公司, 2006.
• The InnoDB Storage Engine
• Transaction isolation levels
• Concurrency Control
• The Nightmare of Locking, Blocking and Isolation Levels!
• Database Normalization and Normal Forms with an Example
• The basics of the InnoDB undo logging and history system
• MySQL locking for the busy web developer
• 浅入浅出 MySQL 和 InnoDB
• Innodb 中的事务隔离级别和锁的关系