一、事务简介

事务就是用户定义的一系列数据库操作，这些操作可以视为一个完成的逻辑处理工作单元，要么全部执行，要么全部不执行，是不可分割的工作单元。
在数据库的课堂上，经常被拿来举例子的就是转账：A 转账给 B 一百块，这个转账会涉及到两个关键的步骤，A 的余额减少 100 块，B 的余额增加 100 块。事务要保证这关键的步骤，要么成功，要么失败 。

--创建一个测试表
create table "TEST1"
(
	"ID" INT not null ,
	"monkey" NUMBER(10, 4),
	"name" VARCHAR2(50),
	primary key("ID")
)
 
---插入测试数据
insert into "TEST1"("ID", "monkey", "name") 
VALUES(001, 5000,'A');
 
insert into "TEST1"("ID", "monkey", "name") 
VALUES(002, 50000,'B');
 
insert into "TEST1"("ID", "monkey", "name") 
VALUES(003, 100000,'C');
 
insert into "TEST1"("ID", "monkey", "name") 
VALUES(004, 6000,'D');
 
insert into "TEST1"("ID", "monkey", "name") 
VALUES(005, 7000,'E');
 
commit;
--1.A给B用户转账100块
update "TEST1" set "monkey"="monkey"-100 where ID=001;
--2.B的余额增加100
update "TEST1" set "monkey"="monkey"+100 where ID=002;
--3.提交事务
commit;

在上面的例子中，需要考虑两种情况：如果两条 SQL 语句全部正常执行，使账户间的平衡得以保证，那么此事务中对数据的修改就可以应用到数据库中；如果发生诸如资金不足、 账号错误、硬件故障等问题，导致事务中一条或多条 SQL 语句不能执行，那么整个事务必须被回滚掉才能保证账户间的平衡。DM 数据库提供了足够的事务管理机制来保证上面的事务要么成功执行，所有的更新都会写入磁盘，要么所有的更新都被回滚，数据恢复到执行该事务前的状态。无论是提交还是回滚，DM 保证数据库在每个事务开始前、结束后是一致的。
数据库事务具有四大特性（ACID）:

1. 原子性(Atomicity)：事务是最小的执行单位，不允许单独分开。
   举例：转账业务必须由上面两个步骤组成，任何一个步骤失败，业务必须回滚。
2. 一致性(Consistency)：执行事务前后，数据保持一致。
   举例：转账前后，两者所在金额总和是恒定值，不会因为转赠操作而导致金额丢失。
3. 隔离性(Isolation)： 并发访问数据库时，一个用户的事务不被其他事务所干扰，各并发事务之间数据库是独立的。
   举例：用户 A、B 转账和用户 C、D 转账没有任何影响，隔离开。
4. 持久性(Durability)：一个事务被提交之后。它对数据库中数据的改变是持久的，即使数据库发生故障也不应该对其有影响。
   举例：A 和 B 转账成功后，没有其他操作的情况下，A 的资金会一直是原先的金额-转账的金额，B 的资金是原先的金额+收到的金额。

二、事务带来的并发问题

1. 脏读（DirtyRead）
   所谓脏读就是对脏数据的读取，而脏数据所指的就是未提交的已修改数据。也就是说，一个事务正在对一条记录做修改，在这个事务完成并提交之前，这条数据是处于待定状态的（可能提交也可能回滚），这时，第二个事务来读取这条没有提交的数据，并据此做进一步的处理，就会产生未提交的数据依赖关系，这种现象被称为脏读。如果一个事务在提交操作结果之前，另一个事务可以看到该结果，就会发生脏读。
   举例：小张本月奖金 500 块，财务错误地加在小王工资上，还未提交，小王通过事务查询自己的工资多了 500，后续财务核算进行修改，将事务进行回滚，这样员工 B 通过事务看到的是脏读。
2. 不可重复读（Non-RepeatableRead）
   一个事务先后读取同一条记录，但两次读取的数据不同，我们称之为不可重复读。如果一个事务在读取了一条记录后，另一个事务修改了这条记录并且提交了事务，再次读取记录时如果获取到的是修改后的数据，这就发生了不可重复读情况。
   举例：在事务A中，读取到张三的工资为 5000，操作没有完成，事务还没提交。与此同时，事务 B 把张三的工资改为 8000，并提交了事务。 随后，在事务 A 中，再次读取张三的工资，此时工资变为 8000，两次读取到的结果不一致。
3. 幻像读（PhantomRead）
   一个事务按相同的查询条件重新读取以前检索过的数据，却发现其他事务插入了满足其查询条件的新数据，这种现象就称为幻像读。
   举例：目前公司员工有 10 人，老板通过事务 A 读取公司所有人数为 10 人。此时招聘部通过事务B插入一条新员工的记录。这时，事务 A 再次查看公司的员工人数记录，记录为 11 人。此时产生了幻读。

三、事务隔离级

在 SQL-92 标准，定义了四种隔离级别：读未提交、读提交、可重复读和串行化,以下列出四种隔离级别下系统允许/禁止哪些类型的读数据现象。

其中，DM数据库支持三种事务隔离级别：读未提交、读提交和串行化，（另外 DM 数据库还支持只读事务，只读事务只能访问数据，但不能修改数据）读提交是 DM 数据库默认使用的事务隔离级别。用户在事务开始时，使用以下语句可设定事务隔离级别。

1. 查看事务的隔离级别

select isolation from v$trx;--0：读未提交，1：读提交（默认）、2：可重复读、3：串行化

2. 设定读未提交隔离级：

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED;

假设：事务甲读，事务乙写，两个事务互不干扰，互不等待，这样事务乙还没提交的事务，事务甲就读到，这样虽然并发性最高，但是会造成脏读。会造成用户A在半夜的时候，发现自己的账号莫名多了巨款，一整夜想着跑车洋楼，却是美梦一场。

--事务甲
select "monkey" from "TEST1" where ID=001;
--事务乙
update "TEST1" set "monkey"="monkey"+100000 where ID=001;
 
--事务甲
select "monkey" from "TEST1" where ID=001; ---可以查看到乙未提交的数据

3. 设定读提交隔离级（达梦数据库的默认级别）

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED;

假设.事务甲读，事务乙写的时候，只要未提交，甲再读的时候，数据还是不会变。但是只要事务乙写完提交后，事务甲读的时候，获取的记录会读到该表，这就是不可重复读。

---事务乙：
update "TEST1" set "monkey"="monkey"+100000 where ID=001;
update "TEST1" set "monkey"="monkey"+100 where ID=002;
---事务甲：
select * from "TEST1";
---事务乙：
commit;
---事务甲：
select * from "TEST1";

4. 设定串行化隔离级

SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE;

串行化隔离级是最高的隔离级别，所有的事务依次执行完毕，各个事务之间完成不可能产生干扰。该级别可以防止脏读、不可重读以及幻读具体来说，当一个串行化事务试图更新或删除数据时，而这些数据在此事务开始后被其他事务修改并提交时，DM 数据库将报“串行化事务被打断”错误。
假设:事务甲读，事务乙写的时候，不管事务是否提交，甲再读的时候，数据还是不会变。

--事务甲
select * from "TEST1";
--事务乙
insert into "TEST1"("ID", "monkey", "name") 
VALUES(025, 7000,'V');
commit；
--事务甲
select * from "TEST1";  --此时查询到的记录和之前一致，并没有因为乙添加了记录发生改变
假设：甲和乙修改同一条数据
--事务甲
update "TEST1" set "monkey"="monkey"+100 where "name"='B';
commit;
--事务乙
update "TEST1" set "monkey"="monkey"+100 where "name"='B'; --执行失败，提示"串行化事务被打断"
--设定事务为只读事务：
SET TRANSACTION READ ONLY;

在实际的生产业务中，DM 和 Oracle、SqlServer 相同，大多数数据库选择读提交作为默认的隔离级别，使用读提交隔离级别可以满足大多数应用需要。如：在网上购买余数不多的高铁票时，首页显示为数不少的票数，在付款时，却提示余票 0，虽然有不可重读的情况，考虑到节假日一票难求，这也是符合实际。读未提交，对于数据的严谨性，明显不符合逻辑，在访问只读表和视图的事务，以及某些执行 SELECT 语句的事务(只要其他事务的未提交数据对这些语句没有 负面效果)时，可以使用读未提交隔离级。既然串行化隔离级是最高的隔离级别，如果选择串行化隔离级别，效率会非常低，需要充分考虑到并发性。如果银行和高铁使用串行化隔离级，那几乎所有的人都要到窗口办理业务。
至于 Mysql 为什么选择可重复读作为默认的隔离级别？MySQL默认隔离级别是可重复读，主要还是因为历史原因，5.1 版本之前，Mysql 的binlog（二进制）类型 Statement 是默认格式，即依次记录系统接受的 SQL 请求；5.2 版本之后，MySql 提供了 Row,Mixed,Statement 三种 Binlog 格式，使用读已提交隔离级别，会出现 bug，因此 MySql 将可重复读作为默认的隔离级别。

四、事务的封锁机制

1. 锁概念
   在高并发的情况下，数据库多个事务同时存取同一数据时，若对并发操作不加控制就可能会读取和存储不正确的数据，破坏数据库的一致性。DM采用了多版本并发控制(MVCC) 和封锁机制，防止并发事务修改同一数据，保护数据一致性。
2. 锁模式
   锁模式指定并发用户如何访问锁定资源。DM8 数据库使用 4 种不同的锁模式：共享锁、排他锁、意向锁（意向共享锁和意向排他锁），值得注意的是，在 ORACLE 中，还存在共享意向排他锁。
   （1）共享锁（简称 S 锁）用于只读操作。这种模式允许并发事务同时读取相同的资源，但是不允许任何事务修改这个资源。
   （2）排它锁（简称 X 锁）用于修改数据的操作，如插入、更新和删除。当某个事务占用某个资源上的排他锁时，其他事务就不能修改此数据，这种锁模式防止并发用户同时更新相同的数据，否则会造成数据不一致或者不正确的现象。
   共享锁和排他锁的相容性是比较差的。一般锁定的粒度越大，需要锁定的对象就越少，可选择性就越小，并发度就越低，开销就越小；反之，锁定的粒度越小，需要锁定的对象就越多，可选择性就越大，并发度就越大，开销就越大。意向锁解决了共享锁和排他锁相容性差的问题。
   （3）意向锁：如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层节点正在被加锁；对任一结点加锁时，必须先对它的上层结点加意向锁。
   意向共享锁（Intent Shared Lock，简称 IS 锁）：一般在只读访问对象时使用。
   意向排他锁（Intent Exclusive Lock，简称 IX 锁）：一般在修改对象数据时使用
3. 锁的兼容性
   在执行 SELECT、INSERT、DELETE、UPDATE 等 DML 语句时， 隐式上意向锁，查询上 IS 锁，插入、删除和更新行存储表上 IX 锁，列存储表上 X 锁。DM 的隐式封锁足以保证数据的一致性，但用户可以根据自己的需要手工显式锁定表。

--给表 "TEST1" 加共享锁
LOCK TABLE "TEST1" IN SHARE MODE;
--给表 "TEST1" 加排他锁
LOCK TABLE "TEST1" IN EXCLUSIVE MODE;
--给表"TEST1"加意向共享锁
LOCK TABLE "TEST1" IN INTENT SHARE MODE;
--给表"TEST1"加意向排他锁
LOCK TABLE "TEST1" IN INTENT EXCLUSIVE MODE;

前面说到共享锁和排他锁的相容性是比较差的，关于锁的兼容性如下（“Y"代表相容，”N”代表不相容)，可以从以下表锁的兼容性看到，当表TEST1 上了排他锁（X 锁），其他事务将无法查询（IS），插入、删除和更新（IX）表 TEST1。

4. 锁粒度
   锁定对象的大小被称为封锁的粒度，Oracle中重点关注行级锁（TM锁）和列级锁（TX锁）,根据锁定对象的不同，DM锁可以分为 TID 锁和对象锁。
   TID 锁：以事务号为封锁对象，为每个活动事务生成一把 TID 锁， 代替了其他数据库行锁的功能。
   防止多个事务同时修改同一行记录。 每个事务启动时创建一把独占的TID锁，锁模式为X锁，并持有到事务结束。 DM8实现的是行级多版本，每一行记录隐含一个 TID 字段，用于事务可见性判断，协调行级的多版本并发控制 。
   对象锁：DM 新引入的一种锁，通过统一的对象 ID 进行封锁，将对数据字典的封锁和表锁合并为对象锁，以达到减少封锁冲突、提升系统并发性能的目的。
5. 多版本控制(MVCC)
   多版本控制，对数据的每次更新形成数据的新版本，老版本保存在回滚段中。 读操作将不需要上锁，读操作与写操作不会相互阻塞，并发度大幅度提高。 如果数据库仅通过锁机制来实现并发控制，数据库对读操作上共享锁，写操作上排他锁，这种锁机制虽然解决了并发问题，但影响了并发性。例如，当对一个事务对表进行查询时，另一个对表更新的事务就必须等待。DM 数据库的多版本实现完全消除了行锁对系统资源的消耗，查询永远不会被阻塞也不需要上行锁，并通过 TID 锁机制消除了插入、删除、更新操作的行锁。数据库的读操作与写操作不会相互阻塞，并发度大幅度提高。
6. 相关动态视图

英国物理学家威廉·汤姆孙，在 1900 年 4 月 27 日的英国皇家学会新年庆祝会的演讲中说过：“物理学的大厦已经基本建立，未来的物理学家只需要做些修修补补的工作就行了”，随即爱因斯坦相对论的提出打破了这一结构。面对高并发，数据库是否有新的应对方式，值得期待。