【SqlServer系列】淺談SQL Server事務與鎖（上篇）
一 概述
在數據庫方面，對於非DBA的程序員來說，事務與鎖是一大難點，針對該難點，本篇文章試圖采用圖文的方式來與大家一起探討。
“淺談SQL Server 事務與鎖”這個專題共分兩篇，上篇主講事務及事務一致性問題，並簡略的提及一下鎖的種類和鎖的控制級別。
下篇主講SQL Server中的鎖機制，鎖控制級別和死鎖的若幹問題。
二 事務
1 何為事務
預覽眾多書籍，對於事務的定義，不同文獻不同作者對其雖有細微差別卻大致統一，我們將其抽象概括為：
事務：指封裝且執行單個或多個操作的單個工作單元，在SqlServer中，其定義表現為顯示定義和隱式定義兩種方式。
基於如上的定義，我們可以將事務解剖拆分為如下幾個點：
(1)事務是單個工作單元，這一定義，才使事務具有ACID屬性
(2)事務是封裝操作的，如封裝基本的CRUD操作
1 --事務 2 Begin Tran 3 SELECT * FROM UserInfo 4 INSERT INTO UserInfo VALUES(‘Alan_beijing‘,35) 5 UPDATE UserInfo SET Age=31 WHERE UserName=‘Alan_beijing‘ 6 DELETE UserInfo WHERE UserName=‘Alan_beijing‘ 7Commit Tran
(3)事務在封裝操作時，可以封裝單個操作，也可以封裝多個操作(封裝多個操作時，應註意與批處理的區別)
(4)在SqlServer中，事務的定義分為顯示定義和隱式定義兩種方式
顯示定義：以Begin Tran作為開始，其中提交事務為Commit Tran，回滾事務為RollBack Tran，如我們在一個事務中插入兩條操作語句
1 --顯示定義事務 2 Begin Tran 3 INSERT INTO UserInfo VALUES(‘Alan_shanghai‘,30) 4 INSERT INTO UserInfo VALUES(‘Alan_beijing‘,35) 5 Commit Tran
隱式定義：如果不顯示定義事務，SQL Server 默認把每個語句當作一個事務來處理(執行完每個語句之後就自動提交事務)
2 事務的ACID屬性
事務作為單個工作單元，該定義使其具有ACID屬性，ACID屬性指原子性(Atomicity)、一致性(Consisitency)、隔離性(Isolation)和持久性(Durability)。
(1)原子性(Atomicity)
原子性指事務必須是原子工作單元，即對於事務的封裝操作，要麽全部執行，要麽全都不執行。如下情況均會導致事務的撤銷或回滾。。。
a.事務提交之前，系統發生故障或重新啟動，SQL Server將會撤銷在事務中進行的所有操作；
b.事務處理中遇到錯誤，SQL Server通常會自動回滾事務，但也有少數例外；
c.一些不太嚴重的錯誤不會引發事務的自動回滾，如主鍵沖突，鎖超時等；
d.可以使用錯誤處理代碼來捕獲一些錯誤，並采取相應的操作，如把錯誤記錄在日誌中，再回滾事務等；
(2)一致性(Consisitency)
一致性主要指數據一致性，即主要對象是數據。從宏觀上來說，指某一段時間區間，數據要保持一致性狀態，從微觀上來說，某個時間點數據要保持一致性狀態，我們舉個例子，
假若有兩個事務A和B對同一張表進行操作，A向表中寫數據，B向數據表中讀取數據，可以猜測，B讀取的數據大致有三種粗粒度可能：
第一種可能：A還沒向數據表中寫入數據的狀態;
第二種可能：A已向數據表中寫入部分數據，但還未寫完的狀態；
第三種可能：A已向數據表中寫完數據；
如此，造成了事務的不一致性。
關於事務一致性，可能會發生 丟失更新，臟讀，不可重復讀和幻讀等問題，下文會詳細論述這些事務一致性問題。
(3)隔離性(Isolation)
隔離性指當兩個及其以上事務對同一邊界資源進行操作時，要控制好每個事務的邊界，控制好數據訪問機制，確保事務只能訪問處於期望的一致性級別下的數據。
在SQL Server中，一般采用鎖機制來控制，下文中，我們會詳細論述。
(4)持久性(Durability)
我們對數據表進行操作時，一般會按照先後順序執行如下兩步：
第一步：將對數據表操作寫入到磁盤上數據庫的事務日誌中(持久還到磁盤事務日誌中)；
第二步：完成第一步後，再將對數據表操作寫入到磁盤上數據庫的數據分區中(持久化到磁盤上數據庫分區中)；
關於如上兩步，我們來想想可能發生的問題：
問題1：完成如上第一步之前，系統發生故障(如系統異常，系統重啟)，數據庫引擎會怎麽做？
由於未完成第一步，提交指令還未記錄到磁盤的事務日誌中，此時事務並未持久化，系統發生故障後，SQL Server
會檢查每個數據庫的事務日誌，進行恢復處理(恢復處理一般分為重做階段和撤銷階段)，此時的恢復處理為重做階段，即提交指令還未記錄到磁盤的事務日誌中，
數據庫引擎會撤銷這些事務所做的所有修改，這個過程也成為回滾。
問題2：完成如上第一步但還未完成第二步，系統發生故障(如系統異常，系統重啟)，數據庫引擎會怎麽做？
完成第一步後，提交指令已記錄到磁盤的事務日誌中，無論數據操作是否被寫入到磁盤的數據分區，此時事務已持久化，系統發生故障後，SQL Server
會檢查每個數據庫的事務日誌，進行恢復處理(恢復處理一般分為重做階段和撤銷階段)，此時的恢復處理為重做階段，即由於數據修改還沒有運用到數據分區的事務，
數據庫引擎會重做這些事務所做的所有修改，這個過程也成為前滾。
三 事務的隔離級別和隔離級別產生的一致性問題
1 未提交讀(READ UNCOMMITTED)
未提交讀(READ UNCOMMITTED)指讀取未提交的數據，此時產生的數據不一致性，我們稱為數據臟讀。
1.1 未提交讀為什麽會產生數據臟讀
未提交讀是最低級的隔離級別，在這個隔離級別運行的事務，讀操作是不需要請求共享鎖的，如果讀操作不需要共享鎖，就不會產生與持有排它鎖的事務操作發生沖突，
那麽也就是說，在這個事務隔離級別，讀操作可以與寫操作同時進行，互不排斥，讀操作可以讀取寫操作未提交的修改，從而造成數據的不一致性，這種情況，我們稱
數據臟讀。
1.2 圖解數據臟讀
1.3 SQL演示數據臟讀
2 已提交讀(READ COMMITTED)
已提交讀(READ COMMITTED)指只能讀取已提交事務的數據，是防止數據臟讀的最低隔離級別，也是SQL Server默認的隔離級別，它要求讀操作必須獲得共享鎖後
才能進行操作，防止讀取未提交的修改，雖然已提交讀能防止產生數據臟讀，但卻不可避免不可重復讀數據一致性問題。
2.1 為什麽已提交讀能夠防止數據臟讀
已提交讀只允許讀取事務已提交的數據，它要求讀操作必須獲得共享鎖才能盡心操作，而讀操作的共享鎖與寫操作的排他鎖是互斥的，兩者互斥會發生沖突，所以讀操作
在讀取數據時，必須等待寫操作完成後，才能獲取共享鎖，然後才能讀取數據，此時讀取的數據是已經提交結束的數據，因此就防止了數據臟讀的問題。
2.2 SQL演示已提交讀
2.3 為什麽已提交讀會產生不可重復讀問題
我們知道，雖然已提交讀能獲得共享鎖，然而，讀操作一完成，就會立即釋放資源上的共享鎖(該操作不會在事務持續期間一致保留共享鎖)，如此就會產生一個問題，
即在一個事務處理內部對相同數據資源讀操作之間，沒有共享鎖會鎖定該資源，導致其他事務可以在兩個讀操作之間更改數據資源，讀操作因而可能每次得到不同的
取值，這種現象稱為數據的不可重復讀。
2.4 圖解不可重復讀
3 可重復讀(REPEATABLE READ)
為了防止不可重復讀現象，SQL Sever中采用隔離級別升級的方式，即將已提交讀升級為可重復讀。在可重復讀隔離級別下，事務中的讀操作不僅能獲得共享鎖，
而且獲得的共享鎖一直保持到事務完成為止， 在該事務完成之前，其他事務不可能獲得排他鎖來修改這一數據，如此，便實現了可重復讀，防止了不可重復讀造
成的數據不一致性。可重復讀不僅能解決不可重復讀數據不一致性問題，還能解決丟失更新問題。然而，可重復讀也存在問題，那就是死鎖和幻讀等問題。
3.1 SQL演示可重復讀
3.2 何為丟失更新？
在比可重復讀低的隔離級別中，兩個事務在讀取數據之後就不再持有該資源的任何鎖，此時，兩個事務都能更新這個值，
從而發生最後事務更新的值覆蓋前面事務更新的值，從而造成數據的丟失，這稱為丟失更新。
3.3 圖解丟失更新
4 可序列化(SERIALIZABLE)
4.1 何為幻讀？
我們知道，在可重復讀隔離級別下，讀事務持有的共享鎖一直保持到該事務完成為止，但是事務只鎖定查詢第一次運行時找到的那些數據資源(如，行)，
而不會鎖定查詢結果範圍以外的其他行(其實，控制事務時，有數據庫架構級別，表，頁和行等)。因此，在同一事務中進行第二次讀取之前，若其他事
務插入新行，並且新行能滿足讀操作的查詢過濾條件，那麽這些新行也會出現在第二次讀操作返回的結果中，這些新行稱為幻影子，也叫做幻讀。
4.2 圖解幻讀
4.3 如何解決幻讀？
SQL SERVER中，更高級別的可序列化(SERIALIZABLE)能夠解決該問題。
4.4 何為可序列化(SERIALIZABLE)？
大多數時候，可序列化(SERIALIZABLE)隔離級別的處理方式和可重復都得處理方式是類似的，只不過，可序列化(SERIALIZABLE)隔離級別
增加了一個新的內容——邏輯上，這個隔離級別會讓讀操作鎖定滿足查詢搜索條件的鍵的整範圍，這就意味著讀操作不僅鎖定了滿足查詢搜索
條件的現有的那些行，還鎖定了未來可能滿足查詢搜索條件的行。
5 SNAPSHOT
略。
四 事務的隔離級別總結
下表總結了每種隔離級別與邏輯一致性問題，檢測沖突和行版本控制之間關系
五 鎖定
1 兩種並發控制模型
關於並發控制模型，主要有兩種，即悲觀控制模型和樂觀控制模型。
(1)悲觀控制模型： 該模型假設總是存在多個事務對同一資源操作(讀/寫)，即假定沖突總是會發生。在SQL Server中，采用事務
隔離級別來控制(也可叫做采用鎖來控制)。一般在事務發生沖突前進行控制，也叫事前控制；
(2)樂觀控制模型：該模型與悲觀控制模型是對立的，即該模型總是假設系統中並不存在或較少存在多個事務對同一資源操作(讀/寫)
，即假定沖突是不會發生的或很少發生的。在SQL Server中，采用行版本控制來處理。一般在事務發生沖突後進行控制，也叫事後
控制；
2 何為鎖定及鎖定的種類
2.1 何為鎖定
鎖定，指在並發操作時，確保數據的一致性所采用的一種手段。在SQL Server中，采用鎖機制與事務隔離級別來控制數據的一致性，
2.2 鎖定的種類
常用的四大類鎖包括：共享鎖，意向鎖，更新鎖和排他鎖。
(1)共享鎖：在SQL SERVER中，當事務要讀取數據時，需要獲取共享鎖。
(2)意向鎖：在SQL SERVER中，準確來說，意向鎖並不是一種獨立的鎖，其主要作用在於獲取鎖的控制粒度(如，頁，表，行等)。
(3)更新鎖：在SQL SERVER中，準確來說，更新鎖並不是一種獨立的鎖，而是由共享鎖和排它鎖組成的混合鎖，其隔離級別高於共享鎖，
低於排他鎖，更新鎖能夠預防鎖升級而產生的死鎖。
(4)排它鎖：在SQL SERVER中，當事務要寫數據、更細數據和刪除數據時，需要獲取排他鎖。
3 鎖的控制粒度
在SQL SERVER中，鎖可以控制表，頁和行等資源。
六 參看文獻
【01】Microsoft SqlServer 2008技術內幕:T-SQL 語言基礎
【02】Microsoft SqlServer 2008技術內幕:T-SQL 查詢
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