* [点击阅读面试进阶指南 ](https://github.com/CyC2018/Backend-Interview-Guide) * [一、事务](#一事务) * [概念](#概念) * [ACID](#acid) * [AUTOCOMMIT](#autocommit) * [二、并发一致性问题](#二并发一致性问题) * [丢失修改](#丢失修改) * [读脏数据](#读脏数据) * [不可重复读](#不可重复读) * [幻影读](#幻影读) * [三、封锁](#三封锁) * [封锁粒度](#封锁粒度) * [封锁类型](#封锁类型) * [封锁协议](#封锁协议) * [MySQL 隐式与显示锁定](#mysql-隐式与显示锁定) * [四、隔离级别](#四隔离级别) * [未提交读（READ UNCOMMITTED）](#未提交读read-uncommitted) * [提交读（READ COMMITTED）](#提交读read-committed) * [可重复读（REPEATABLE READ）](#可重复读repeatable-read) * [可串行化（SERIALIZABLE）](#可串行化serializable) * [五、多版本并发控制](#五多版本并发控制) * [版本号](#版本号) * [隐藏的列](#隐藏的列) * [Undo 日志](#undo-日志) * [实现过程](#实现过程) * [快照读与当前读](#快照读与当前读) * [六、Next-Key Locks](#六next-key-locks) * [Record Locks](#record-locks) * [Gap Locks](#gap-locks) * [Next-Key Locks](#next-key-locks) * [七、关系数据库设计理论](#七关系数据库设计理论) * [函数依赖](#函数依赖) * [异常](#异常) * [范式](#范式) * [八、ER 图](#八er-图) * [实体的三种联系](#实体的三种联系) * [表示出现多次的关系](#表示出现多次的关系) * [联系的多向性](#联系的多向性) * [表示子类](#表示子类) * [参考资料](#参考资料) # 一、事务 ## 概念 事务指的是满足 ACID 特性的一组操作，可以通过 Commit 提交一个事务，也可以使用 Rollback 进行回滚。

## ACID ### 1. 原子性（Atomicity） 事务被视为不可分割的最小单元，事务的所有操作要么全部提交成功，要么全部失败回滚。 回滚可以用回滚日志来实现，回滚日志记录着事务所执行的修改操作，在回滚时反向执行这些修改操作即可。 ### 2. 一致性（Consistency） 数据库在事务执行前后都保持一致性状态。在一致性状态下，所有事务对一个数据的读取结果都是相同的。 ### 3. 隔离性（Isolation） 一个事务所做的修改在最终提交以前，对其它事务是不可见的。 ### 4. 持久性（Durability） 一旦事务提交，则其所做的修改将会永远保存到数据库中。即使系统发生崩溃，事务执行的结果也不能丢失。 使用重做日志来保证持久性。 ---- 事务的 ACID 特性概念简单，但不是很好理解，主要是因为这几个特性不是一种平级关系： - 只有满足一致性，事务的执行结果才是正确的。 - 在无并发的情况下，事务串行执行，隔离性一定能够满足。此时只要能满足原子性，就一定能满足一致性。 - 在并发的情况下，多个事务并行执行，事务不仅要满足原子性，还需要满足隔离性，才能满足一致性。 - 事务满足持久化是为了能应对数据库崩溃的情况。

## AUTOCOMMIT MySQL 默认采用自动提交模式。也就是说，如果不显式使用`START TRANSACTION`语句来开始一个事务，那么每个查询都会被当做一个事务自动提交。 # 二、并发一致性问题 在并发环境下，事务的隔离性很难保证，因此会出现很多并发一致性问题。 ## 丢失修改 T1 和 T2 两个事务都对一个数据进行修改，T1 先修改，T2 随后修改，T2 的修改覆盖了 T1 的修改。

## 读脏数据 T1 修改一个数据，T2 随后读取这个数据。如果 T1 撤销了这次修改，那么 T2 读取的数据是脏数据。

## 不可重复读 T2 读取一个数据，T1 对该数据做了修改。如果 T2 再次读取这个数据，此时读取的结果和第一次读取的结果不同。

## 幻影读 T1 读取某个范围的数据，T2 在这个范围内插入新的数据，T1 再次读取这个范围的数据，此时读取的结果和和第一次读取的结果不同。

---- 产生并发不一致性问题主要原因是破坏了事务的隔离性，解决方法是通过并发控制来保证隔离性。并发控制可以通过封锁来实现，但是封锁操作需要用户自己控制，相当复杂。数据库管理系统提供了事务的隔离级别，让用户以一种更轻松的方式处理并发一致性问题。 # 三、封锁 ## 封锁粒度 MySQL 中提供了两种封锁粒度：行级锁以及表级锁。 应该尽量只锁定需要修改的那部分数据，而不是所有的资源。锁定的数据量越少，发生锁争用的可能就越小，系统的并发程度就越高。 但是加锁需要消耗资源，锁的各种操作（包括获取锁、释放锁、以及检查锁状态）都会增加系统开销。因此封锁粒度越小，系统开销就越大。 在选择封锁粒度时，需要在锁开销和并发程度之间做一个权衡。

## 封锁类型 ### 1. 读写锁 - 排它锁（Exclusive），简写为 X 锁，又称写锁。 - 共享锁（Shared），简写为 S 锁，又称读锁。 有以下两个规定： - 一个事务对数据对象 A 加了 X 锁，就可以对 A 进行读取和更新。加锁期间其它事务不能对 A 加任何锁。 - 一个事务对数据对象 A 加了 S 锁，可以对 A 进行读取操作，但是不能进行更新操作。加锁期间其它事务能对 A 加 S 锁，但是不能加 X 锁。 锁的兼容关系如下： | - | X | S | | :--: | :--: | :--: | |X|×|×| |S|×|√| ### 2. 意向锁 使用意向锁（Intention Locks）可以更容易地支持多粒度封锁。 在存在行级锁和表级锁的情况下，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，就需要先检测是否有其它事务对表 A 或者表 A 中的任意一行加了锁，那么就需要对表 A 的每一行都检测一次，这是非常耗时的。 意向锁在原来的 X/S 锁之上引入了 IX/IS，IX/IS 都是表锁，用来表示一个事务想要在表中的某个数据行上加 X 锁或 S 锁。有以下两个规定： - 一个事务在获得某个数据行对象的 S 锁之前，必须先获得表的 IS 锁或者更强的锁； - 一个事务在获得某个数据行对象的 X 锁之前，必须先获得表的 IX 锁。 通过引入意向锁，事务 T 想要对表 A 加 X 锁，只需要先检测是否有其它事务对表 A 加了 X/IX/S/IS 锁，如果加了就表示有其它事务正在使用这个表或者表中某一行的锁，因此事务 T 加 X 锁失败。 各种锁的兼容关系如下： | - | X | IX | S | IS | | :--: | :--: | :--: | :--: | :--: | |X |× |× |× | ×| |IX |× |√ |× | √| |S |× |× |√ | √| |IS |× |√ |√ | √| 解释如下： - 任意 IS/IX 锁之间都是兼容的，因为它们只是表示想要对表加锁，而不是真正加锁； - S 锁只与 S 锁和 IS 锁兼容，也就是说事务 T 想要对数据行加 S 锁，其它事务可以已经获得对表或者表中的行的 S 锁。 ## 封锁协议 ### 1. 三级封锁协议 **一级封锁协议** 事务 T 要修改数据 A 时必须加 X 锁，直到 T 结束才释放锁。 可以解决丢失修改问题，因为不能同时有两个事务对同一个数据进行修改，那么事务的修改就不会被覆盖。 | T1 | T2 | | :--: | :--: | | lock-x(A) | | | read A=20 | | | | lock-x(A) | | | wait | | write A=19 |. | | commit |. | | unlock-x(A) |. | | | obtain | | | read A=19 | | | write A=21 | | | commit | | | unlock-x(A)| **二级封锁协议** 在一级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，读取完马上释放 S 锁。 可以解决读脏数据问题，因为如果一个事务在对数据 A 进行修改，根据 1 级封锁协议，会加 X 锁，那么就不能再加 S 锁了，也就是不会读入数据。 | T1 | T2 | | :--: | :--: | | lock-x(A) | | | read A=20 | | | write A=19 | | | | lock-s(A) | | | wait | | rollback | .| | A=20 |. | | unlock-x(A) |. | | | obtain | | | read A=20 | | | unlock-s(A)| | | commit | **三级封锁协议** 在二级的基础上，要求读取数据 A 时必须加 S 锁，直到事务结束了才能释放 S 锁。 可以解决不可重复读的问题，因为读 A 时，其它事务不能对 A 加 X 锁，从而避免了在读的期间数据发生改变。 | T1 | T2 | | :--: | :--: | | lock-s(A) | | | read A=20 | | | |lock-x(A) | | | wait | | read A=20| . | | commit | .| | unlock-s(A) |. | | | obtain | | | read A=20 | | | write A=19| | | commit | | | unlock-X(A)| ### 2. 两段锁协议 加锁和解锁分为两个阶段进行。 可串行化调度是指，通过并发控制，使得并发执行的事务结果与某个串行执行的事务结果相同。 事务遵循两段锁协议是保证可串行化调度的充分条件。例如以下操作满足两段锁协议，它是可串行化调度。 ```html lock-x(A)...lock-s(B)...lock-s(C)...unlock(A)...unlock(C)...unlock(B) ``` 但不是必要条件，例如以下操作不满足两段锁协议，但是它还是可串行化调度。 ```html lock-x(A)...unlock(A)...lock-s(B)...unlock(B)...lock-s(C)...unlock(C) ``` ## MySQL 隐式与显示锁定 MySQL 的 InnoDB 存储引擎采用两段锁协议，会根据隔离级别在需要的时候自动加锁，并且所有的锁都是在同一时刻被释放，这被称为隐式锁定。 InnoDB 也可以使用特定的语句进行显示锁定： ```sql SELECT ... LOCK In SHARE MODE; SELECT ... FOR UPDATE; ``` # 四、隔离级别 ## 未提交读（READ UNCOMMITTED） 事务中的修改，即使没有提交，对其它事务也是可见的。 ## 提交读（READ COMMITTED） 一个事务只能读取已经提交的事务所做的修改。换句话说，一个事务所做的修改在提交之前对其它事务是不可见的。 ## 可重复读（REPEATABLE READ） 保证在同一个事务中多次读取同样数据的结果是一样的。 ## 可串行化（SERIALIZABLE） 强制事务串行执行。 ---- | 隔离级别 | 脏读 | 不可重复读 | 幻影读 | 加锁读 | | :---: | :---: | :---:| :---: | :---: | | 未提交读 | √ | √ | √ | × | | 提交读 | × | √ | √ | × | | 可重复读 | × | × | √ | × | | 可串行化 | × | × | × | √ | # 五、多版本并发控制 多版本并发控制（Multi-Version Concurrency Control, MVCC）是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎实现隔离级别的一种具体方式，用于实现提交读和可重复读这两种隔离级别。而未提交读隔离级别总是读取最新的数据行，无需使用 MVCC。可串行化隔离级别需要对所有读取的行都加锁，单纯使用 MVCC 无法实现。 ## 版本号 - 系统版本号：是一个递增的数字，每开始一个新的事务，系统版本号就会自动递增。 - 事务版本号：事务开始时的系统版本号。 ## 隐藏的列 MVCC 在每行记录后面都保存着两个隐藏的列，用来存储两个版本号： - 创建版本号：指示创建一个数据行的快照时的系统版本号； - 删除版本号：如果该快照的删除版本号大于当前事务版本号表示该快照有效，否则表示该快照已经被删除了。 ## Undo 日志 MVCC 使用到的快照存储在 Undo 日志中，该日志通过回滚指针把一个数据行（Record）的所有快照连接起来。

## 实现过程 以下实现过程针对可重复读隔离级别。 当开始新一个事务时，该事务的版本号肯定会大于当前所有数据行快照的创建版本号，理解这一点很关键。 ### 1. SELECT 多个事务必须读取到同一个数据行的快照，并且这个快照是距离现在最近的一个有效快照。但是也有例外，如果有一个事务正在修改该数据行，那么它可以读取事务本身所做的修改，而不用和其它事务的读取结果一致。 把没有对一个数据行做修改的事务称为 T，T 所要读取的数据行快照的创建版本号必须小于 T 的版本号，因为如果大于或者等于 T 的版本号，那么表示该数据行快照是其它事务的最新修改，因此不能去读取它。除此之外，T 所要读取的数据行快照的删除版本号必须大于 T 的版本号，因为如果小于等于 T 的版本号，那么表示该数据行快照是已经被删除的，不应该去读取它。 ### 2. INSERT 将当前系统版本号作为数据行快照的创建版本号。 ### 3. DELETE 将当前系统版本号作为数据行快照的删除版本号。 ### 4. UPDATE 将当前系统版本号作为更新前的数据行快照的删除版本号，并将当前系统版本号作为更新后的数据行快照的创建版本号。可以理解为先执行 DELETE 后执行 INSERT。 ## 快照读与当前读 ### 1. 快照读 使用 MVCC 读取的是快照中的数据，这样可以减少加锁所带来的开销。 ```sql select * from table ...; ``` ### 2. 当前读 读取的是最新的数据，需要加锁。以下第一个语句需要加 S 锁，其它都需要加 X 锁。 ```sql select * from table where ? lock in share mode; select * from table where ? for update; insert; update; delete; ``` # 六、Next-Key Locks Next-Key Locks 是 MySQL 的 InnoDB 存储引擎的一种锁实现。 MVCC 不能解决幻读的问题，Next-Key Locks 就是为了解决这个问题而存在的。在可重复读（REPEATABLE READ）隔离级别下，使用 MVCC + Next-Key Locks 可以解决幻读问题。 ## Record Locks 锁定一个记录上的索引，而不是记录本身。 如果表没有设置索引，InnoDB 会自动在主键上创建隐藏的聚簇索引，因此 Record Locks 依然可以使用。 ## Gap Locks 锁定索引之间的间隙，但是不包含索引本身。例如当一个事务执行以下语句，其它事务就不能在 t.c 中插入 15。 ```sql SELECT c FROM t WHERE c BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE; ``` ## Next-Key Locks 它是 Record Locks 和 Gap Locks 的结合，不仅锁定一个记录上的索引，也锁定索引之间的间隙。例如一个索引包含以下值：10, 11, 13, and 20，那么就需要锁定以下区间： ```sql (negative infinity, 10] (10, 11] (11, 13] (13, 20] (20, positive infinity) ``` # 七、关系数据库设计理论 ## 函数依赖 记 A->B 表示 A 函数决定 B，也可以说 B 函数依赖于 A。 如果 {A1，A2，... ，An} 是关系的一个或多个属性的集合，该集合函数决定了关系的其它所有属性并且是最小的，那么该集合就称为键码。 对于 A->B，如果能找到 A 的真子集 A'，使得 A'-> B，那么 A->B 就是部分函数依赖，否则就是完全函数依赖。 对于 A->B，B->C，则 A->C 是一个传递函数依赖。 ## 异常 以下的学生课程关系的函数依赖为 Sno, Cname -> Sname, Sdept, Mname, Grade，键码为 {Sno, Cname}。也就是说，确定学生和课程之后，就能确定其它信息。 | Sno | Sname | Sdept | Mname | Cname | Grade | | :---: | :---: | :---: | :---: | :---: |:---:| | 1 | 学生-1 | 学院-1 | 院长-1 | 课程-1 | 90 | | 2 | 学生-2 | 学院-2 | 院长-2 | 课程-2 | 80 | | 2 | 学生-2 | 学院-2 | 院长-2 | 课程-1 | 100 | | 3 | 学生-3 | 学院-2 | 院长-2 | 课程-2 | 95 | 不符合范式的关系，会产生很多异常，主要有以下四种异常： - 冗余数据：例如 `学生-2` 出现了两次。 - 修改异常：修改了一个记录中的信息，但是另一个记录中相同的信息却没有被修改。 - 删除异常：删除一个信息，那么也会丢失其它信息。例如删除了 `课程-1` 需要删除第一行和第三行，那么 `学生-1` 的信息就会丢失。 - 插入异常：例如想要插入一个学生的信息，如果这个学生还没选课，那么就无法插入。 ## 范式 范式理论是为了解决以上提到四种异常。 高级别范式的依赖于低级别的范式，1NF 是最低级别的范式。

### 1. 第一范式 (1NF) 属性不可分。 ### 2. 第二范式 (2NF) 每个非主属性完全函数依赖于键码。 可以通过分解来满足。 **分解前**
| Sno | Sname | Sdept | Mname | Cname | Grade | | :---: | :---: | :---: | :---: | :---: |:---:| | 1 | 学生-1 | 学院-1 | 院长-1 | 课程-1 | 90 | | 2 | 学生-2 | 学院-2 | 院长-2 | 课程-2 | 80 | | 2 | 学生-2 | 学院-2 | 院长-2 | 课程-1 | 100 | | 3 | 学生-3 | 学院-2 | 院长-2 | 课程-2 | 95 | 以上学生课程关系中，{Sno, Cname} 为键码，有如下函数依赖： - Sno -> Sname, Sdept - Sdept -> Mname - Sno, Cname-> Grade Grade 完全函数依赖于键码，它没有任何冗余数据，每个学生的每门课都有特定的成绩。 Sname, Sdept 和 Mname 都部分依赖于键码，当一个学生选修了多门课时，这些数据就会出现多次，造成大量冗余数据。 **分解后**
关系-1 | Sno | Sname | Sdept | Mname | | :---: | :---: | :---: | :---: | | 1 | 学生-1 | 学院-1 | 院长-1 | | 2 | 学生-2 | 学院-2 | 院长-2 | | 3 | 学生-3 | 学院-2 | 院长-2 | 有以下函数依赖： - Sno -> Sname, Sdept - Sdept -> Mname 关系-2 | Sno | Cname | Grade | | :---: | :---: |:---:| | 1 | 课程-1 | 90 | | 2 | 课程-2 | 80 | | 2 | 课程-1 | 100 | | 3 | 课程-2 | 95 | 有以下函数依赖： - Sno, Cname -> Grade ### 3. 第三范式 (3NF) 非主属性不传递函数依赖于键码。 上面的 关系-1 中存在以下传递函数依赖： - Sno -> Sdept -> Mname 可以进行以下分解： 关系-11 | Sno | Sname | Sdept | | :---: | :---: | :---: | | 1 | 学生-1 | 学院-1 | | 2 | 学生-2 | 学院-2 | | 3 | 学生-3 | 学院-2 | 关系-12 | Sdept | Mname | | :---: | :---: | | 学院-1 | 院长-1 | | 学院-2 | 院长-2 | # 八、ER 图 Entity-Relationship，有三个组成部分：实体、属性、联系。 用来进行关系型数据库系统的概念设计。 ## 实体的三种联系 包含一对一，一对多，多对多三种。 - 如果 A 到 B 是一对多关系，那么画个带箭头的线段指向 B； - 如果是一对一，画两个带箭头的线段； - 如果是多对多，画两个不带箭头的线段。 下图的 Course 和 Student 是一对多的关系。

## 表示出现多次的关系 一个实体在联系出现几次，就要用几条线连接。 下图表示一个课程的先修关系，先修关系出现两个 Course 实体，第一个是先修课程，后一个是后修课程，因此需要用两条线来表示这种关系。

## 联系的多向性 虽然老师可以开设多门课，并且可以教授多名学生，但是对于特定的学生和课程，只有一个老师教授，这就构成了一个三元联系。

一般只使用二元联系，可以把多元联系转换为二元联系。

## 表示子类 用一个三角形和两条线来连接类和子类，与子类有关的属性和联系都连到子类上，而与父类和子类都有关的连到父类上。

# 参考资料 - AbrahamSilberschatz, HenryF.Korth, S.Sudarshan, 等. 数据库系统概念 [M]. 机械工业出版社, 2006. - 施瓦茨. 高性能 MYSQL(第3版)[M]. 电子工业出版社, 2013. - 史嘉权. 数据库系统概论[M]. 清华大学出版社有限公司, 2006. - [The InnoDB Storage Engine](https://dev.mysql.com/doc/refman/5.7/en/innodb-storage-engine.html) - [Transaction isolation levels](https://www.slideshare.net/ErnestoHernandezRodriguez/transaction-isolation-levels) - [Concurrency Control](http://scanftree.com/dbms/2-phase-locking-protocol) - [The Nightmare of Locking, Blocking and Isolation Levels!](https://www.slideshare.net/brshristov/the-nightmare-of-locking-blocking-and-isolation-levels-46391666) - [Database Normalization and Normal Forms with an Example](https://aksakalli.github.io/2012/03/12/database-normalization-and-normal-forms-with-an-example.html) - [The basics of the InnoDB undo logging and history system](https://blog.jcole.us/2014/04/16/the-basics-of-the-innodb-undo-logging-and-history-system/) - [MySQL locking for the busy web developer](https://www.brightbox.com/blog/2013/10/31/on-mysql-locks/) - [浅入浅出 MySQL 和 InnoDB](https://draveness.me/mysql-innodb) - [Innodb 中的事务隔离级别和锁的关系](https://tech.meituan.com/2014/08/20/innodb-lock.html)