数据库与MySQL进阶（4）

1，事务

　　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。

1.1 ACID四大特性

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。

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失，使用重做日志来保证持久性。

事务的 ACID 特性概念简单，但不是很好理解，主要是因为这几个特性不是一种平级关系：

• 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。

1.2 AUTOCOMMIT【默认提交】

　　MySQL 默认采用自动提交模式。也就是说，如果不显式使用START TRANSACTION语句来开始一个事务，那么每个查询都会被当做一个事务自动提交。

1.3 并发一致性问题

①并发修改；②修读撤；③读修读1；④读修读2；

　　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。

　　1.3.1 丢失修改【并发修改一个数据导致其中一个丢失！！！】

　　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。

　　1.3.2 读脏数据【修改后又撤销、同时有读取操作读到了修改的数据！！！】

　　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。

　　1.3.3 不可重复读【连续读取两次数据结果不同】

　　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。

　　1.3.4幻影读【读取范围值，连续读取结果有变化】

　　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。

　　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。

1.4封锁

　　1.4.1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。【性能角度——优先使用行锁级】

　　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。【耗能角度——优先使用表锁级】

　　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。【取一个平衡值】

　　1.4.2读写锁【排他锁优于共享锁，写权限更高】

• 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。

　　1.4.3 意向锁【未来要发生，当下还没发生】

　　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。

　　解释如下：

• 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；
• S 锁只与 S 锁和 IS 锁兼容，也就是说事务 T 想要对数据行加 S 锁，其它事务可以已经获得对表或者表中的行的 S 锁。

1.5 封锁协议

1.5.1 三级封锁协议

　　①一级封锁协议【X锁读锁】-丢失修改问题

　　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。

　　②二级封锁协议【X锁住不能读数据】-读脏数据

　　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。

　　③三级封锁协议【S锁住防止数据变化】-不可重复读

　　在二级的基础上，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。

1.5.2 两段锁协议【加锁与解锁】

　　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)

1.5.3 MySQL 隐式与显示锁定【InnoDB默认隐式】

　　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;

1.6 隔离级别

未提交读（READ UNCOMMITTED）【读-未提交】

　　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）【读-已提交】

　　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）【串行隔离性一定能够满足！！！】

　　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。

1.7 多版本并发控制【解决读未提交和读已提交】

　　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：【系统还原操作的镜像】

• 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。

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。

快照读与当前读

1. 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 ...;

2. 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;

Next-Key Locks【类似于锁定了一个范围数据-解决幻影读问题】

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, +∞)

2，关系数据库设计理论

2.1 函数依赖【完全依赖、部分依赖、传递依赖】

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。

2.2 异常【插入、删除、冗余、修改】--导致数据非理想变化

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：原子性；第二范式：去除部分依赖；第三范式：去除传递依赖；BC范式：去除主属性内依赖；第四范式：去除多对多关系

第一范式：原子性、不可分【码为（id和课名）-部分依赖】

第二范式：在第一范式的基础上去除部分依赖

第三范式：在第二范式的基础上去除继承依赖

其他范式

BC范式（BCNF）：符合3NF，并且，主属性不依赖于主属性。若关系模式R属于第一范式，且每个属性都不传递依赖于键码，则R属于BC范式。

第四范式：要求把同一表内的多对多关系删除。

第五范式：从最终结构重新建立原始结构。

3，ER 图【实体关系图】

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。

参考链接：

https://www.cnblogs.com/rosesmall/p/9585655.html

https://github.com/CyC2018/CS-Notes/blob/master/notes/%E6%95%B0%E6%8D%AE%E5%BA%93%E7%B3%BB%E7%BB%9F%E5%8E%9F%E7%90%86.md