数据库应用技术教程 课件 第10章 事务管理

事务管理目录CONTENTS10.1事务的基本概念0110.2SQLServer2022中的事务控制语句0210.3事务管理示例0310.4事务的隔离级别0410.5事务与并发控制0510.1事务的基本概念一、什么是事务事务(Transaction)是用户定义的一个数据库操作序列，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事务和程序是两个概念在关系数据库中，一个事务可以是一条SQL语句，一组SQL语句或整个程序一个应用程序通常包含多个事务事务是恢复和并发控制的基本单位二、如何定义事务显式定义方式

BEGINTRANSACTIONBEGINTRANSACTIONSQL语句1SQL语句1

SQL语句2SQL语句2

。。。。。。。。。。

COMMITROLLBACK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begintransactionselect*fromcourseupdatecoursesetcredit=4wherecname='数据库'rollback事务结束COMMIT事务正常结束提交事务的所有操作（读+更新）事务中所有对数据库的更新永久生效ROLLBACK事务异常终止事务运行的过程中发生了故障，不能继续执行回滚事务的所有更新操作事务滚回到开始时的状态三、事务的特性(ACID特性)事务的ACID特性：原子性（Atomicity）一致性（Consistency）隔离性（Isolation）持续性（Durability）保证事务ACID特性是事务处理的任务。破坏事务ACID特性的因素：多个事务并行运行时，不同事务的操作交叉执行事务在运行过程中被强行停止1.原子性事务是数据库的逻辑工作单位事务中包括的诸操作要么都做，要么都不做2.一致性事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态一致性状态： 数据库中只包含成功事务提交的结果不一致状态： 数据库中包含失败事务的结果一致性与原子性银行转帐：从帐号A中取出一万元，存入帐号B。定义一个事务，该事务包括两个操作这两个操作要么全做，要么全不做全做或者全不做，数据库都处于一致性状态。如果只做一个操作，数据库就处于不一致性状态。

B=B+1

A=A-1BA3.隔离性对并发执行而言一个事务的执行不能被其他事务干扰一个事务内部的操作及使用的数据对其他并发事务是隔离的并发执行的各个事务之间不能互相干扰

读A=16

A←A-3写回A=13①读A=16

②

③A←A-1

写回A=15

④T2T1T1的修改被T2覆盖了！4.持续性持续性也称永久性（Permanence）一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的。接下来的其他操作或故障不应该对其执行结果有任何影响。10.2SQLServer事务控制语句开始事务语法为`BEGINTRANSACTION[事务名/变量]`，如`BEGINTRANSACTIONTransferMoney`，用于初始化事务。开始事务提交事务语法为`COMMITTRANSACTION[事务名/变量]`，作用是使修改永久生效，如`COMMITTRANSACTIONTransferMoney`，确保操作成功保存。提交事务回滚事务语法为`ROLLBACKTRANSACTION[事务名/变量/保存点]`，作用是撤销操作，恢复到事务开始前状态，如`ROLLBACKTRANSACTIONTransferMoney`，用于处理错误。回滚事务保存点语法为`SAVETRANSACTION保存点名`，作用是回滚到事务中的特定位置，而非整个事务，如`SAVETRANSACTIONUpdateInventory`后可单独回滚此部分。保存点事务控制语句使用场景01提交场景提交事务适用于所有操作成功完成时，如转账双方金额修改正确，通过`COMMITTRANSACTION`确保操作永久生效。02回滚场景回滚事务用于操作出错时，如余额不足或数据冲突，通过`ROLLBACKTRANSACTION`撤销操作，恢复到事务开始前状态。03保存点场景保存点适用于复杂事务中部分操作需单独回滚时，如订单处理中仅回滚库存修改，保留用户信息插入，通过`SAVETRANSACTION`和`ROLLBACKTRANSACTION`实现。10.3事务管理示例21银行转账事务演示多表操作事务演示10.4事务的隔离级别隔离级别定义隔离级别定义为并发环境下，事务之间的隔离程度，决定了事务对其他事务的可见性，作用是平衡数据一致性与并发性能。支持的隔离级别SQLServer2022支持的隔离级别包括读未提交、读已提交（默认）、可重复读、可串行化、快照隔离、读已提交快照，各有不同特点和适用场景。隔离级别对比隔离级别防止脏读？防止不可重复读？防止幻读？并发性能适用场景读未提交（READUNCOMMITTED）❌❌❌最高低一致性要求（如统计分析）读已提交（READCOMMITTED）✅❌❌较高常规应用（默认级别）可重复读（REPEATABLEREAD）✅✅❌中等需多次读一致（复杂业务）可串行化（SERIALIZABLE）✅✅✅最低高一致性（金融交易）快照隔离（SNAPSHOT）✅✅✅较高高并发（电商、在线交易）读已提交快照✅❌❌较高提升读已提交的并发性能10.5事务与并发控制10.5.1并发控制概述10.5.2封锁10.5.3活锁和死锁10.5.4并发调度的可串行性10.5.5两段锁协议10.5.6封锁粒度问题的产生多用户数据库系统的存在允许多个用户同时使用的数据库系统飞机定票数据库系统银行数据库系统特点：在同一时刻并发运行的事务数可达数百个问题的产生（续）不同的多事务执行方式

(1)事务串行执行每个时刻只有一个事务运行，其他事务必须等到这个事务结束以后方能运行不能充分利用系统资源，发挥数据库共享资源的特点T1T2T3事务的串行执行方式问题的产生（续）(2)交叉并发方式（InterleavedConcurrency）在单处理机系统中，事务的并行执行是这些并行事务的并行操作轮流交叉运行单处理机系统中的并行事务并没有真正地并行运行，但能够减少处理机的空闲时间，提高系统的效率问题的产生（续）事务的交叉并发执行方式问题的产生（续）(3)同时并发方式（simultaneousconcurrency）多处理机系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行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，破坏事务一致性和数据库的一致性10.5.1并发控制概述★并发控制机制的任务对并发操作进行正确调度保证事务的隔离性保证数据库的一致性并发控制概述（续）并发操作带来数据的不一致性实例[例1]飞机订票系统中的一个活动序列①甲售票点(甲事务)读出某航班的机票余额A，设A=16；T1②乙售票点(乙事务)读出同一航班的机票余额A，也为16；T2③甲售票点卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以A为15，把A写回数据库；④乙售票点也卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以A为15，把A写回数据库结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少1T1的修改被T2覆盖了！并发控制概述（续）这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起的。在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机的。若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。原因：第4步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务的修改并发控制概述（续）★并发操作带来的数据不一致性：丢失修改（LostUpdate）不可重复读（Non-repeatableRead）读“脏”数据（DirtyRead）记号R(x):读数据xW(x):写数据x

1.丢失修改两个事务T1和T2读入同一数据并修改，T2的提交结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改被丢失。上面飞机订票例子就属此类。T1T2①R(A)=16②R(A)=16③A←A-1W(A)=15W④A←A-1W(A)=152.不可重复读不可重复读是指事务T1读取数据后，事务T2

执行更新操作，使T1无法再现前一次读取结果。不可重复读包括三种情况：(1)事务T1读取某一数据后，事务T2对其做了修改，当事务T1再次读该数据时，得到与前一次不同的值不可重复读（续）T1读取B=100进行运算T2读取同一数据B，对其进行修改后将B=200写回数据库。T1为了对读取值校对重读B，B已为200，与第一次读取值不一致T1T2①R(A)=50R(B)=100求和=150②R(B)=100B←B*2(B)=200③R(A)=50R(B)=200和=250(验算不对)不可重复读（续）(2)事务T1按一定条件从数据库中读取了某些数据记录后，事务T2删除了其中部分记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现某些记录消失了(3)事务T1按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事务T2插入了一些记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现多了一些记录。后两种不可重复读有时也称为幻影现象（PhantomRow）3.读“脏”数据

读“脏”数据是指：事务T1修改某一数据，并将其写回磁盘事务T2读取同一数据后，T1由于某种原因被撤销这时T1已修改过的数据恢复原值，T2读到的数据就与数据库中的数据不一致T2读到的数据就为“脏”数据，即不正确的数据读“脏”数据（续）T1T2①R(C)=100C←C*2W(C)=200②R(C)=200③ROLLBACKC恢复为100T1将C值修改为200，T2读到C为200T1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100这时T2读到的C为200，与数据库内容不一致，就是“脏”数据并发控制概述（续）★数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性并发控制就是要用正确的方式调度并发操作，使一个用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免造成数据的不一致性10.5.2封锁封锁就是事务T在对某个数据对象（例如表、记录等）操作之前，先向系统发出请求，对其加锁。加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数据对象。基本封锁类型一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制由封锁的类型决定。★基本封锁类型排它锁（ExclusiveLocks，简记为X锁）共享锁（ShareLocks，简记为S锁）排它锁排它锁又称为写锁若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁保证其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A共享锁共享锁又称为读锁若事务T对数据对象A加上S锁，则其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁保证其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改

★锁的相容矩阵Y=Yes，相容的请求N=No，不相容的请求

T1T2XS-XNNYSNYY-YYY1.一级封锁协议一级封锁协议事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事务结束才释放。正常结束（COMMIT）非正常结束（ROLLBACK）一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的：所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。使用封锁机制解决丢失修改问题T1T2①XlockA②R(A)=16XlockA③A←A-1等待W(A)=15等待Commit等待UnlockA等待④获得XlockAR(A)=15A←A-1⑤W(A)=14CommitUnlockA例：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上的锁后获得对A的X锁这时T2读到的A已经是T1更新过的值15T2按此新的A值进行运算，并将结果值A=14写回到磁盘。避免了丢失T1的更新。没有丢失修改2.二级封锁协议二级封锁协议一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其

加S锁，读完后即可释放S锁。二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。使用封锁机制解决读“脏”数据问题T1T2①XlockCR(C)=100C←C*2W(C)=200②SlockC等待③ROLLBACK等待(C恢复为100)等待UnlockC等待④获得SlockCR(C)=100⑤CommitCUnlockC例事务T1在对C进行修改之前，先对C加X锁，修改其值后写回磁盘T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待T1因某种原因被撤销，C恢复为原值100T1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”数据不读“脏”数据

3.三级封锁协议三级封锁协议一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。三级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。使用封锁机制解决不可重复读问题T1T2①SlockASlockBR(A)=50R(B)=100

求和=150②XlockB等待③R(A)=50等待R(B)=100等待

求和=150等待Commit等待UnlockA等待UnlockB等待④获得XlockBR(B)=100B←B*2⑤W(B)=200CommitUnlockB事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁其他事务只能再对A，B加S锁，而不能加X锁，即其他事务只能读A，B，而不能修改当T2为修改B而申请对B的X锁时被拒绝只能等待T1释放B上的锁T1为验算再读A，B，这时读出的B仍是100，求和结果仍为150，即可重复读T1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁可重复读4．封锁协议小结三级协议的主要区别什么操作需要申请封锁以及何时释放锁（即持锁时间）不同的封锁协议使事务达到的一致性级别不同封锁协议级别越高，一致性程度越高

X锁S锁一致性保证

操作结束释放事务结束释放操作结束释放事务结束释放不丢失修改不读“脏”数据可重复读一级封锁协议

√

√

二级封锁协议

√√

√√

三级封锁协议

√

√√√√表11.1不同级别的封锁协议和一致性保证10.5.3活锁和死锁活锁：事务T1封锁了数据R事务T2又请求封锁R，于是T2等待。T3也请求封锁R，当T1释放了R上的封锁之后系统首先批准了T3的请求，T2仍然等待。T4又请求封锁R，当T3释放了R上的封锁之后系统又批准了T4的请求……T2有可能永远等待，这就是活锁的情形活锁（续）活锁（续）避免活锁：采用先来先服务的策略当多个事务请求封锁同一数据对象时按请求封锁的先后次序对这些事务排队该数据对象上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁10.5.3.2死锁事务T1封锁了数据R1T2封锁了数据R2T1又请求封锁R2，因T2已封锁了R2，于是T1等待T2释放R2上的锁接着T2又申请封锁R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁这样T1在等待T2，而T2又在等待T1，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁。死锁（续）T1T2lockR1••LockR2••LockR2.•等待•等待LockR1等待等待等待等待•死锁解决死锁的方法两类方法1.预防死锁2.死锁的诊断与解除——DBMS常用做法1.死锁的预防产生死锁的原因是两个或多个事务都已封锁了一些数据对象，然后又都请求对已为其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。★预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件预防死锁的方法

★一次封锁法顺序封锁法2.死锁的诊断与解除死锁的诊断超时法事务等待图法解除死锁选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消释放此事务持有的所有的锁，使其它事务能继续运行下去

10.5.4并发调度的可串行性DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果什么样的调度是正确的？

10.5.4可串行化调度可串行化(Serializable)调度多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一秩序串行地执行这些事务时的结果相同★可串行性(Serializability)是并发事务正确调度的准则一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认为是正确调度10.5.5两段锁协议封锁协议运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则何时申请封锁持锁时间何时释放封锁等两段封锁协议(Two-PhaseLocking，简称