数据库事务隔离级别和锁实现机制

数据库事务处理中出现的数据不一致的情况

在多个事务并发做数据库操作的时候，如果没有有效的避免机制，就会出现种种问题。大体上有四种问题，归结如下：

1、丢失更新
如果两个事务都要更新数据库一个字段X，x=100

事务A	事务B
读取X＝100	读取X＝100
写入x＝X+100	写入x＝X+200
事务结束x=200	事务结束x=300
	最后x=300

两个不同事物同时获得相同数据，然后在各自事务中同时修改了该数据，那么先提交的事务更新会被后提交事务的更新给覆盖掉，这种情况事务A的更新就被覆盖掉了、丢失了。

2、脏读（未提交读）
防止一个事务读到另一个事务还没有提交的记录。 如：

事务A	事务B
	写入x＝X+100 （x=200）
读取X＝200 （读取了事务B未提交的数据）
	事务回滚x=100
	事务结束x=100
事务结束

事务读取了未提交的数据，事务B的回滚，导致了事务A的数据不一致，导致了事务A的脏读 ！

3、不可重复读
一个事务在自己没有更新数据库数据的情况，同一个查询操作执行两次或多次的结果应该是一致的；如果不一致，就说明为不可重复读。
还是用上面的例子

事务A	事务B
读取X＝100	读取X＝100
读取X＝100	写入x＝X+100
	事务结束， x=200
读取X＝200 （此时，在同一个事务A中，读取的X值发生了变化！）
事务结束

这种情况事务A多次读取x的结果出现了不一致，即为不可重复读 。

4 幻读（Phantom Read）

事务A读的时候读出了15条记录，事务B在事务A执行的过程中 增加 了1条，事务A再读的时候就变成了 16 条，这种情况就叫做幻影读。
不可重复读说明了做数据库读操作的时候可能会出现的问题。

二 事务隔离级别通过锁的实现机制

两个锁：

排他锁 被加锁的对象只能被持有锁的事务读取和修改，其他事务无法在该对象上加其他锁，也不能读取和修改该对象
共享锁 被加锁的对象可以被持锁事务读取，但是不能被修改，其他事务也可以在上面再加共享锁。

特别的，对共享锁： 如果两个事务对同一个资源上了共享锁，事务A 想更新该数据，那么它必须等待 事务B 释放其共享锁。

在运用 排他锁 和 共享锁 对数据对象加锁时，还需要约定一些规则，例如何时申请 排他锁 或 共享锁、持锁时间、何时释放等。称这些规则为封锁协议（Locking Protocol）。对封锁方式规定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。

1、一级封锁协议 (对应 read uncommited) 　　
一级封锁协议是：事务 在对需要修改的数据上面（就是在发生修改的瞬间） 对其加共享锁（其他事务不能更改，但是可以读取-导致“脏读”），直到事务结束才释放。事务结束包括正常结束（COMMIT）和非正常结束（ROLLBACK）。
一级封锁协议不能避免 丢失更新，脏读，不可重复读，幻读！

2、二级封锁协议 （对应read commited)　
二级封锁协议是：1）事务 在对需要更新的数据 上（就是发生更新的瞬间） 加 排他锁 （直到事务结束） ， 防止其他事务读取未提交的数据，这样，也就避免了 “脏读” 的情况。2）事务 对当前被读取的数据 上面加共享锁（当读到时加上共享锁），一旦读完该行，立即 释放该 该行的共享锁 - 从数据库的底层实现更深入的来理解，既是，数据库会对游标当前的数据上加共享锁 ， 但是当游标离开当前行的时候，立即释放该行的共享锁。　
二级封锁协议除防止了“脏读”数据，但是不能避免 丢失更新，不可重复读，幻读 。

但在二级封锁协议中，由于读完数据后立即 释放共享锁，所以它不能避免可重复读 ，同时它也不能避免 丢失更新 ，如果事务A、B同时获取资源X，然后事务A先发起更新记录X，那么 事务B 将等待事务 A 执行完成，然后获得记录X 的排他锁，进行更改。这样事务 A 的更新将会被丢失。 具体情况如下：

事务A	事务B
读取X=100（同时上共享锁）	读取X=100（同时上共享锁）
读取成功（释放共享锁）	读取成功（释放共享锁）
UPDATE X=X+100 （上排他锁）
	UPDATING A（等待事务A释放对X的排他锁）
事务成功（释放排他锁）X=200
	UPDATE X=X+200（成功上排他锁）
	事务成功（释放排他锁）X=300

由此可以看到，事务A的提交被事务B覆盖了，所以不能防止 丢失更新。
如果要避免 丢失更新，我们需要额外的操作， 对凡是读到的数据加 共享锁 和排他锁 ，这个往往需要程序员自己编程实现，比如在Oracle 中，需要加 SELECT FOR UPDATE 语句，表明，凡是该事务读到的数据，额外的加上排他锁，防止其他数据同一时间获取相同数据，这样就防止了 丢失更新 ！

3、三级封锁协议 （对应reapetable read ）
三级封锁协议是：二级封锁协议加上事务 在读取数据的瞬间 必须先对其加 共享锁 ，但是 直到事务结束才释放 ，这样保证了可重复读（既是其他的事务职能读取该数据，但是不能更新该数据）。　
三级封锁协议除防止了“脏”数据 和不可重复读 。但是这种情况不能避免 幻读 和 丢失更新 的情况，在事务 A 没有完成之前，事务 B 可以新增数据，那么 当事务 A 再次读取的时候，事务B 新增的数据会被读取到，这样，在该封锁协议下，幻读 就产生了。 如果事务A 和 事务B 同时读取了资源X=100，同样，如果事务A先对X进行 更新X=X+100，等待事务A执行完成X=200，那么事务B 获得X的排他锁，进行更新 X=X+200，然后提交 X=300，同样A的更新被B所覆盖！( 如果要避免 丢失更新，我们需要额外的操作， 对凡是读到的数据加 共享锁 和排他锁 ，这个往往需要程序员自己编程实现，比如在Oracle 中，需要加 SELECT FOR UPDATE 语句，表明，凡是读到的数据，我会加 排他锁，防止其他数据同一时间获取相同数据) ！

进阶：repeatable read 导致死锁的情况（即便是 不同的资源在相同的顺序下获取）。 比如 事务1 读取 A，同时 事务2 也读取 A，那么事务1和事务2 同时对 A 上了共享锁，然后事务1 要UPDATE A，而此时 事务2 也要 UPDATE A，这个时候 事务1 等待 事务2 释放其在 A 上的共享锁，然后 事务2 要等待 事务1 释放其在 A 上的共享锁，这样，事务1 和 事务2 相互等待，产生死锁！（SQL Server/DB2 里面有 UPDATE LOCK 可以解决这种情况，具体的思路是，在 repeatable read 的情况下，将读取的数据 上的 UPDATE 锁，介于 共享锁 和 排他锁之间的一种锁，该锁的作用是 当出现上面这种情况后，事务1 和 事务2 对 A 上的是 UPDATE 锁，那么谁先 要修改 A，那么该事务就会将 UPDATE 锁可以顺利升级为 排他锁对该数据进行修改！）

4、最强封锁协议（对应Serialization)

四级封锁协议是对三级封锁协议的增强，其实现机制也最为简单，直接对 事务中 所 读取 或者 更改的数据所在的表加表锁，也就是说，其他事务不能 读写 该表中的任何数据。这样所有的 脏读，不可重复读，幻读 ，都得以避免！

三 附Oracle 事务一致性原则
事务是定义和维护一致性的单位，封锁就是要保证这种一致性。如果
对封锁的要求高会增加开销，降低并发性和效率；有的事务并不严格要求
结果的质量（如用于统计的事务），如果加上严格的封锁则是不必要和不
经济的。因此有必要进行进一步的分析，考察不同级别的一致性对数据库
数据的质量及并行能力的影响。
一致性级别定义为如下的几个条件：
(1) 事务不修改其它任何事务的脏数据。脏数据是被其它事务修改过，
但尚未提交的数据。
(2) 在事务结束前不对被修改的资源解锁。
(3) 事务不读其它任何事务的脏数据。
(4) 在读前对数据加共享锁（RS）和行排它锁，直至事务结束。
* 满足条件1的事务叫第0级事务。
* 满足条件1和2的事务叫第1级一致性事务。
* 满足条件1、2和3的事务为2级一致性事务。ORACLE的读一致性保
证了事务不读其它事务的脏数据。
* 满足条件1、2、3和4的事务叫第3级一致性事务。
由ORACLE的三个性质：自动加隐式锁、在事务结束时释放锁和读一致
性，使ORACLE成为自动满足以上的0、1和2级一致性事务。因此，ORACLE
自动防止了脏读（写-读依赖）。但是，ORACLE不能自动防止丢失修改（写
-写依赖），读的不可重复性（读-写依赖），彻底解决并发性中的问题还
需满足第4个条件（3级一致性事务），这需要程序员根据实际情况编程。
方法如下：
* 如果想在一段时间内使一些数据不被其它事务改变，且在本事务内
仅仅查询数据，则可用SET TRANSACTION READ ONLY 语句达到这一
目的。
* 如果想在一事务内修改一数据，且避免丢失修改，则应在读这一数
据前用SELECT FOR UPDATE对该数据加锁。
* 如果想在一事务内读一数据，且想基于这一数据对其它数据修改，
则应在读数据前对此数据用SELECT FOR UPDATE加锁。对此种类型
的应用，用这条SQL语句加锁最恰当。
* 如果想避免不可重复读现象，可在读前用SELECT FOR UPDATE对数
据加锁，或用SET TRANSACTION READ ONLY设置只读事务。

四， 特殊情况
1) Read-Commit 的行锁导致其他事务一直被 hanging on的情况！

假设我们有 VARIANT 表， Trasaction A 对 Variant 中的字段 VariantName 1 进行了修改，但是事务未提交（假设，该事务将执行1个小时），此时 Trasaction B 要读VariantName（查询某一个VariantName 2 )，此时它会一直被Transaction A 阻塞，直到Transaction A 提交对 VariantName 的修改后，Transaction B才会得到VariantName 2 的查询结果，这样Transaction B最长可被阻塞1个小时！

这里，虽然Transaction A是针对 VariantName 1 上的修改，而 Transaction B 是读取 VariantName 2 , 对应的Variant Name不一样，但是此时，Transaction B并不知道 Transaction A 的结果（对Transaction B而言，它不清楚Transaction A提交的结果是什么），为了避免“脏读”，Transaction B会等待 Transaction A执行完事务以后，完成它对VariantName的修改后，才返回结果！

所以，在一个事务中，我们应该尽量把 SELECT Queries 放到最前面，把所有的 Update 放到最后面，避免不必要的等待！

特别的，如果上面这种情况，VariantName是Unique Index或者是Primary Key, 这个时候，Transaction B不会被Transaction A 阻塞！因为 Transaction B 知道 Transaction A提交的更改不会影响 他获取的VariantName 2 因为Transaction B 知道 VariantName 2 是唯一的！

PS:

关于文中的三级封锁协议(对于可重复读)。
这个觉得是可以解决丢失更新的问题的。
描述为：如果事务A 和 事务B 同时读取了资源X=100，同样，如果事务A先对X进行 更新X=X+100，等待事务A执行完成X=200，那么事务B 获得X的排他锁，进行更新 X=X+200，然后提交 X=300，同样A的更新被B所覆盖！
根据你文中的描述，这个隔离级别下事务A和事务B读取资源X，这两个事务都获得了X的共享锁，直至事务结束。那么在这期间，这两个事务是不能获得X的排他锁的。也就是A先更新，B后更新不可能发生(死锁)。
所以要保证可重复读，在readRepeated这个隔离级别下，事务T要获得的应该是对应数据的行级排它锁。