CS-Notes/notes/数据库系统原理.md

• 一、事务
  • 概念
  • 四大特性
• 二、并发一致性问题
  • 问题
  • 解决方法
• 三、封锁
  • 封锁类型
  • 封锁粒度
  • 封锁协议
• 四、隔离级别
• 五、数据库系统概述
  • 基本术语
  • 数据库的三层模式和两层映像
• 六、关系数据库建模
  • ER 图
  • 约束
• 七、关系数据库设计理论
  • 函数依赖
  • 异常
  • 范式
• 参考资料

一、事务

概念

事务指的是满足 ACID 特性的一系列操作。在数据库中，可以通过 Commit 提交一个事务，也可以使用 Rollback 进行回退。

四大特性

1. 原子性（Atomicity）

事务被视为不可分割的最小单元，要么全部提交成功，要么全部失败回滚。

2. 一致性（Consistency）

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。也可以理解为多个事务单独执行，互不影响。

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。可以通过数据库备份和恢复来保证持久性。

二、并发一致性问题

在并发环境下，一个事务如果受到另一个事务的影响，那么事务操作就无法满足一致性条件。

问题

1. 丢失修改

T₁ 和 T₂ 两个事务同时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。

2. 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。

3. 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，此时读取的结果和和第一次读取的结果不同。

4. 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。

解决方法

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。

在没有并发的情况下，事务以串行的方式执行，互不干扰，因此可以保证隔离性。在并发的情况下，如果能通过并发控制，让事务的执行结果和某一个串行执行的结果相同，就认为事务的执行结果满足隔离性要求，也就是说是正确的。把这种事务执行方式成为 可串行化调度 。

并发控制可以通过封锁来实现，但是封锁操作都要用户自己控制，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

封锁类型

• 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。
• 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。

以上加锁规定总结如下：

封锁粒度

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，检查锁是否已经解除、释放锁，都会增加系统开销。因此封锁粒度越小，系统开销就越大。需要在锁开销以及数据安全性之间做一个权衡。

MySQL 中提供了两种封锁粒度：行级锁以及表级锁。

封锁协议

1. 三级封锁协议

1.1 一级封锁协议

事务 T 要修改数据 A 时必须加 X 锁，直到事务结束才释放锁。

可以解决丢失修改问题；

1.2 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。

1.3 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。

2. 两段锁协议

加锁和解锁分为两个阶段进行，事务 T 对数据 A 进行或者写操作之前，必须先获得对 A 的封锁，并且在释放一个封锁之前，T 不能再获得任何的其它锁。

事务遵循两段锁协议是保证并发操作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。

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。

lock-x(A)...unlock(A)...lock-s(B)...unlock(B)...lock-s(c)...unlock(C)...

四、隔离级别

1. 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。事务可以读取未提交的数据，这也被称为脏读。

2. 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，一个事务所在的修改在提交之前对其它事务是不可见的。

3. 可重复读（REPEATABLE READ）

解决了脏读的问题，保证在同一个事务中多次读取同样的记录结果是一致的。

4. 可串行化（SERIALIXABLE）

强制事务串行执行。

5. 总结

隔离级别	脏读	不可重复读	幻影读
未提交读	YES	YES	YES
提交读	NO	YES	YES
可重复读	NO	NO	YES
可串行化	NO	NO	NO

五、数据库系统概述

基本术语

1. 数据模型

由数据结构、数据操作和完整性三个要素组成。

2. 数据库系统

数据库系统包含所有与数据库相关的内容，包括数据库、数据库管理系统、应用程序以及数据库管理员和用户，还包括相关的硬件和软件。

数据库的三层模式和两层映像

• 外模式：局部逻辑结构
• 模式：全局逻辑结构
• 内模式：物理结构

1. 外模式

又称用户模式，是用户和数据库系统的接口，特定的用户只能访问数据库系统提供给他的外模式中的数据。例如不同的用户创建了不同数据库，那么一个用户只能访问他有权限访问的数据库。

一个数据库可以有多个外模式，一个用户只能有一个外模式，但是一个外模式可以给多个用户使用。

2. 模式

可以分为概念模式和逻辑模式，概念模式可以用概念-关系来描述；逻辑模式使用特定的数据模式（比如关系模型）来描述数据的逻辑结构，这种逻辑结构包括数据的组成、数据项的名称、类型、取值范围。不仅如此，逻辑模式还要描述数据之间的关系、数据的完整性与安全性要求。

3. 内模式

又称为存储模式，描述记录的存储方式，例如索引的组织方式、数据是否压缩以及是否加密等等。

4. 外模式/模式映像

把外模式的局部逻辑结构和模式的全局逻辑结构联系起来。该映像可以保证数据和应用程序的逻辑独立性。

5. 模式/内模式映像

把模式的全局逻辑结构和内模式的物理结构联系起来，该映像可以保证数据和应用程序的物理独立性。

六、关系数据库建模

ER 图

Entity-Relationship，有三个组成部分：实体、属性、联系。

1. 实体的三种联系

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。

2. 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。

3. 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，可以把多元关系转换为二元关系。

4. 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。

约束

1. 键码

用于唯一表示一个实体。

键码可以由多个属性构成，每个构成键码的属性称为码。

2. 单值约束

某个属性的值是唯一的。

3. 引用完整性约束

一个实体的属性引用的值在另一个实体的某个属性中存在。

4. 域约束

某个属性的值在特定范围之内。

5. 一般约束

比如大小约束，数量约束。

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 W->A，如果能找到 W 的真子集 W'，使得 W'-> A，那么 W->A 就是部分函数依赖，否则就是完全函数依赖；

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

不符合范式的关系，会产生很多异常，主要有以下四种异常：

1. 冗余数据。
2. 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。
3. 删除异常，删除一个信息，那么也会丢失其它信息。例如如果删除了课程-1，因为学生和课程共同组成了键码，那么学生-1 数据也就不能存在，因此也需要删除。
4. 插入异常，比如新插入一个学生的信息，而这个学生还没选课，那么就无法插入该学生。

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。

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

以上学生课程关系中，{Sno, Cname} 为键码，有如下函数依赖：

• Sno, Cname -> Sname, Sdept, Mname
• Son -> Sname, Sdept
• Sdept -> Mname
• Sno -> Manme
• 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 Manme 都函数依赖于 Sno，而部分依赖于键码。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

有以下函数依赖：

• Sno -> Sname, Sdept, Mname
• Sdept -> Mname

关系-2

Sno	Cname	Grade
1	课程-1	90
2	课程-2	80
2	课程-1	100

有以下函数依赖：

• Sno, Cname -> Grade

3. 第三范式 (3NF)

非主属性不传递依赖于键码。

上面的关系-1 中存在以下传递依赖：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

关系-12

Sdept	Mname
学院-1	院长-1
学院-2	院长-2

4. BC 范式（BCNF）

所有属性不传递依赖于键码。

关系 STC(Sname, Tname, Cname, Grade) 的四个属性分别为学生姓名、教师姓名、课程名和成绩，它的键码为 (Sname, Cname, Tname)，有以下函数依赖：

• Sname, Cname -> Tname
• Sname, Cname -> Grade
• Sname, Tname -> Cname
• Sname, Tname -> Grade
• Tname -> Cname

存在着以下函数传递依赖：

• Sname -> Tname -> Cname

可以分解成 SC(Sname, Cname, Grade) 和 ST(Sname, Tname)，对于 ST，属性之间是多对多关系，无函数依赖。

参考资料

• 史嘉权. 数据库系统概论[M]. 清华大学出版社有限公司, 2006.
• 施瓦茨. 高性能MYSQL(第3版)[M]. 电子工业出版社, 2013.
• Transaction isolation levels
• Concurrency Control
• The Nightmare of Locking, Blocking and Isolation Levels!
• 三级模式与两级映像
• Database Normalization and Normal Forms with an Example