我們都知道資料庫的事務具有ACID的四個屬性：原子性，一致性，隔離性和永續性。然後在多執行緒操作的情況下，如果不能保證事務的隔離性，就會造成資料的修改丟失（事務2覆蓋了事務1的修改結果）、讀到髒資料（事務2讀到了事務1未回滾的資料）、不可重讀（事務2讀到了事務1未提交的修改）和幻讀（事務2讀到了事務1未提交的增刪）等。保證事務隔離性可以防止事務出現以上問題，那麼資料庫又是怎麼來保證事務的隔離性的呢？

　　mysql使用兩階段協議來保證事務執行的序列化從而保證事務的隔離性的。
　　首先，為了保證資料訪問的序列，每個資料資源都有對應的鎖（mysql的鎖只細化到行級），那麼只要保證每個資料資源的訪問都是序列化的，然後整個資料庫不就可以保證每個資料操作之間的隔離性了麼，就是說：

　　只要每個資料操作都有對應的鎖覆蓋，然後把每個操作都加上對應的鎖，這樣可以保證事務執行的序列化麼？

　　答案是：可以保證，但是有個前提是每個事務只包含對一個數據的操作。事實上mysql也預設是這樣做的：如果使用者沒有手動開啟事務，那麼根據AUTOCOMMIT機制，mysql預設將每一個數據庫操作封裝成一個事務來處理。

　　然而實際情況中，很多時候一個事務不只包含一個數據庫操作，比如電商平臺在生成訂單時，一個事務裡包含了對訂單表、使用者表、商品表等的操作。在多執行緒操作的情況下，如果只用資料庫的鎖來保證的話，就會出現上面所提到的一些資料異常情況。這時候就需要兩階段協議來保證事務的隔離性了。那麼進入今天的主題：

　　兩階段協議如何保證多事務操作之間的隔離性？

　　上面說過，只要事務執行是序列的，事務之間就是隔離的，在網上搜索兩階段協議為何能保證序列化，只搜到一個封鎖定理：如果事務是良構的且是兩階段的，那麼任何一個合法的排程都是可序列化的。 既然是定理，那一定是嚴格成立且可證明的，於是順藤摸瓜，找到了封鎖定理的證明（<事務處理:概念與技術>>這本書的7.5.8.2節）。

　　首先我們解析命題：

　　條件：良構的事務、兩階段、合法的排程

　　結論：是可序列化的。

　　在書上找到條件的描述：

　　如果事務的每個READ、WRITE、 UNLOCK都被響應的鎖覆蓋，且所有的鎖都是在事務結束時釋放，那麼稱這樣的事物是良構的。（mysql的表和行資料在被操作時，都有對應的鎖覆蓋）

　　如果一個事務可以分成兩個階段，只請求封鎖的擴充套件階段和只釋放鎖的收縮階段，那麼稱之為兩階段的事務。（mysql採用兩階段封鎖協議）

　　排程是一組事務的操作的某種合併結果。（mysql支援多事務並行執行）

　　一個排程是合法的，如果同一時間沒發生兩個不同事務的鎖衝突。（mysql需要保證並行事務不衝突）

　　因為每個事務T都是良構的，所以必定對應著一個解鎖操作Unlock，事務T的解鎖操作步驟在排程中的索引為St。

　　假設在排程中事務T1在事務T2之前執行，T1<<<T2，則事務T2依賴事務T1，使得事務T1對物件O的操作步驟a1在事務T2對物件O的操作步驟a2之前，那麼a1和a2必定有一個步驟物件O正覆蓋著排他鎖（WRITE）（因為如果是兩個挨著的讀事務（READ）不存在依賴關係，所以他們的執行順序沒有明確的等價執行序列），如果是a1時物件O覆蓋著一個XLOCK（排他鎖），a2時物件O應該覆蓋著一個SLOCK(共享鎖)或XLOCK（排他鎖），與前面的XLOCK互斥，又由於是兩階段的，所以在a1和a2之間，會存在一個事務T1給物件O解鎖的Unlock操作步驟St1，事務T2的解鎖操作步驟St2在a2之後，所以有：St1<<<St2，即事務T1的解鎖在事務T2的解鎖之前。同理在a2是WRITE操作的時候也成立。如果排程是不可序列化的，那麼必然存在T1<<<T2時，St2<<<St1，與上述結論矛盾，所以：

　　如果一個排程包含的事物都是良構的且為兩階段的，那麼該排程是可序列化的。

　　可能有人會問，為什麼不給每個事務加排他鎖來保證多事務執行的序列化呢？

　　是因為如果把讀鎖也定義為排他鎖的話，會大大的降低併發讀的效率，而查詢操作在資料庫的操作中佔了很大的比例，所以mysql預設採用的可重複讀的隔離級別，用兩階段協議和全場景覆蓋的鎖來保證執行結果的序列化，並沒有採用全用排他鎖來保證序列化。