第06章 数据库保护2

隐式方式
当用户没有显式地定义事务时，DBMS按缺省规定自 动划分事务。当首次执行create, insert, alter, delete等语句时，自动启动一个事务。
结束事务

成功结束事务的命令是COMMIT TRANSACTION，它的作用是提交或确认事务 已经完成，所以该命令也称作事务提交。



当需要对一个记录或一组记录进行更新时（只 是修改，不包括插入和删除）使用更新封锁。 该封锁的目的是防止其他用户在同一时刻修改 同一记录。 已经实施更新封锁的记录，拒绝来自其他用户 的任何X封锁，但不拒绝一般的查询操作。
使用封锁机制解决丢失更新问题
T1 T2 没有丢失修改 Xlock A ③ A←A-1 等待
致性和数据库的一致性
6.3.1 干扰问题

丢失更新问题 未提交依赖问题 不一致分析问题 幻象读问题
丢失更新问题

例：




旅客A来到A售票处，要买一张15日北京到上海的13次直达快速列 车的软卧车票，售票员A（下称用户A）在终端A查看剩余票信息 （16）； 几乎在同时，旅客B来到B售票处，也要买一张15日北京到上海的 13次直达快速列车的软卧车票，售票员B（下称用户B）从终端B 总的效果：15日13次7车厢5号下铺的软卧票 查到了同样的剩余票信息（16） ； 卖了两次。其原因是：允许了用户B在过时 旅客A买了一张15日13次7车厢5号下铺的软卧票，用户A更新剩余 票信息并将它存入数据库（15）； 的信息基础上去更新数据库，而没有迫使他 这时用户B不知道用户A已经将15日13次7车厢5号下铺的软卧票卖 去看最新的信息。 出，使旅客B也买了一张15日13次7车厢5号下铺的软卧票，用户B 更新剩余票信息并将它存入数据库（重复了用户A已经做过的更 新）（15）。


SAVE TRANSACTION after_delete
IF (@@error=0 or @@rowcount=0)
-设置保存点
UPDATE 职工 SET 仓库号=‘WH2’ WHERE 仓库号=‘WH1’


BEGIN
ROLLBACK TRANSACTION after_delete COMMIT TRANSACTION my_transaction_delete
丢失更新问题（写-写冲突）
16 16
A：=16-1 A：=16-1
未提交依赖问题（写-读操作）

未提交依赖问题也称 为读“脏”（Dirty
16
Read）数据问题，
查询一个已经被其他
A：=16-3 13 16
事务更新、但尚未提
交的元组，将会引起 未提交依赖问题。
不一致分析问题 （读-写操作）

不一致分析问题也称为不可重 复读问题，很多应用可能需要 校验功能，这时往往需要连续 两次或多次读数据进行校验和 分析，结果由于其他事务的干 扰，使得前后结果不一致，从 而产生校验错误（即不一致的 分析）。


DELETE FROM 仓库 WHERE 仓库号=‘WH1’
DELETE FROM 职工 WHERE 仓库号=‘WH1’ COMMIT TRANSACTION tran_delete
举例：

使用事务回滚

BEGIN TRANSACTION UPDATE 仓库 SET 面积=面积+100 WHERE 仓库号 =‘WH1’
幻象读问题

幻象读问题与不一致分析问题有关，当事务A
读数据时，事务B在对同一个关系进行插入或
删除操作，这时事务A再读同一条件的元组时，
会发现神秘地多出了一些元组或丢失了一些元
组，把这种现象称作幻象读。
小结：


并发所引起的问题是来自对同一对象的“写”操作上。
并发控制机制的任务

对并发操作进行正确调度，避免访问冲突引起的数据不一致。 保证事务的隔离性，使一个用户事务的执行不受其他事务的 干扰， 保证数据库的一致性 有封锁(Locking) 时间戳(Timestamp) 乐观控制法

撤消事务的命令是ROLLBACK TRANSACTION， 即撤消在该事务中对数据库所做的更新操作，使 数据库回退到事务的起始点。
事务保存点

在事务的过程中插入若干标记，这样当发现事务 中有操作错误时，可以不撤消整个事务，只撤消 部分事务，即将事务回退到某个事务保存点。

设置保存点的命令 撤消部分事务或回退到事务保存点的命令
W(A)=15
Commit Unlock A ④
等待
等待 等待 获得Xlock A R(A)=15 A←A-1
⑤
W(A)=14 Commit Unlock A
使用封锁机制解决不一致分析问题
T1 ① Slock A T2
Slock B
R(A)=50 R(B)=100 求和=150 ② Xlock B 等待 等待 ③ R(A)=50 R(B)=100 求和=150 等待 等待 等待
① Xlock A
② R(A)=16
事务T1在读A进行修改 之前先对A加X锁 当T2再请求对A加X锁 时被拒绝 T2只能等待T1释放A上 的锁后T2获得对A的X 锁 这时T2读到的A已经是 T1更新过的值15 T2按此新的A值进行运 算，并将结果值A=14送 回到磁盘。避免了丢失 T1的更新。


ELSE
COMMIT TRANSACTION my_transaction_d6.3.1 干扰问题


6.3.2 解决干扰——封锁
6.3.3 封锁不当——死锁

6.3.4 封锁与隔离级别
6.3.1 干扰问题

事务并发执行带来的问题

会产生多个事务同时存取同一数据的情况 可能会存取和存储不正确的数据，破坏事务一
事务是一个逻辑工作单元

事务是用户定义的一个数据库操作序列（一个整体），
这些操作要么全做要么全不做，是一个不可分割的工作 单位。

6.2.2 为什么需要事务呢？

恢复的需要 并发操作的需要
6.2.3 事务的性质

原子性（Atomicity）：事务是一个整体，拒绝未知。 — 由DBMS的事务管理子系统完成。 一致性（Consistency） ：事务执行前后保证数据库都是 一致的，拒绝不一致。 —由DBMS的完整子系统完成。 隔离性（Isolation） ：多个事务并发执行也要能保持原子 性和一致性。 —由DBMS的并发控制子系统完成。 持久性（Durability） ：一旦事务成功完成，该事务对数 据库所施加的所有更新都是永久的。 —由DBMS的恢复管 理子系统完成。

TABLOCK：对表施行共享封锁，在读完数据后立刻释放封锁， 此类封锁可以避免读“脏”数据，但不具有可重复读的特性。
HOLDLOCK：与TABLOCK一起使用，可将共享锁保留到事务 完成，而不是在读完数据后立即释放锁，这样可以保证数据的可 重复独特性。 NOLOCK：不进行封锁，此关键词仅应用于SELECT语句，这样 可能会读取未提交事务的数据，即有可能发生“脏”读。 TABLOCKX：对表实施独占封锁。 UPDLOCK：对表中的指定元组实施更新封锁；这时其他事务可 以对同一表中的其他元组也实施更新封锁，但是不允许对表实施 共享封锁和独占封锁。


共享封锁是为读操作设置的一种封锁，所以也 称作读封锁，或简称S锁； 目的是想读到一组不变的数据，也就是在读数 据的过程中，不允许其他用户对该数据进行任 何修改操作； 这种封锁可以保证最大的并发性，任何数量的 用户都可以同时对同样的数据施加这种共享锁。 已经实施共享锁的表拒绝来自其他事务的独占 封锁和更新封锁。

并发控制的主要技术


商用的DBMS一般都采用封锁方法
6.3.2 封锁

封锁的基本技术


封锁机制
SQL Server中与封锁有关的命令


封锁粒度
意向锁
封锁的基本技术

基本思想：

当需要查询或更新数据时，先对数据进行封锁， 以避免来自其他事务的干扰。
加锁后事务就对该数据对象有了一定的控制，在 事务释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数 据对象。


针对不同的干扰问题可以有不同的封锁机制。
封锁的基本技术
实施封锁以后的时间序列
封锁机制

共享封锁


独占封锁
更新封锁
有些封锁在执行完相应操作后就自动释放封 锁，有些封锁则保持到事务结束（提交或撤消） 时才释放（无论如何，所有的封锁都会在事务结 束时自动释放）。
共享封锁(Shared Lock)
R(C)=100 C←C*2
W(C)=200
② ③ ROLLBACK (C恢复为100) Unlock C
加了X锁，T2只能等待
T1因某种原因被撤销，C恢复为原值 100
④
⑤
获得Slock C
R(C)=100 Commit C Unlock C
T1释放C上的X锁后T2获得C上的S锁，
读C=100。避免了T2读“脏”数据
SAVE TRANSACTION savepoint_name

ROLLBACK TRANSACTION savepoint_name
举例：

建立一个显式命名事务以删除仓库表的WH1

DECLARE @transaction_name varchar(32 ) SELECT @transaction_name =‘tran_delete’ BEGIN TRANSACTION @transaction_name