本文主要介绍“数据库原理的知识点有哪些”。在日常操作中,相信很多人对数据库原理知识点的问题有所怀疑。边肖查阅了各种资料,整理出简单易用的操作方法,希望能帮助大家解答“数据库原理有哪些知识点”的疑惑。接下来,请和边肖一起学习!
1.交易。
(1)定义。
事务是指满足ACID特征的一组操作。事务可以通过提交来提交,也可以通过回滚来回滚。
(2)特点。
A.原子数
事务被视为最小的不可分割单元,事务的所有操作要么提交成功,要么失败后回滚。回滚可以通过使用回滚日志来实现,该日志记录了事务执行的修改操作,这些修改操作可以在回滚过程中反向执行。
B.一致性
事务执行前后,数据库处于一致状态。在一致状态下,所有事务读取相同的数据。对于关系数据库,要求更新后的数据能够被后续的访问看到,一致性很强。如果能容忍部分或全部后续访问不可用,则为弱一致性* *;如果更新后的数据需要在一段时间后才能访问,这就是最终的一致性。
C.隔离。
一家公司所做的更改在最终提交之前对其他交易是不可见的。
D.坚持
一旦事务被提交,其修改将始终保存在数据库中。即使系统崩溃,事务执行的结果也不会丢失。
2.并发一致性。
(1)更新丢失。
T1和T2两个交易修改相同的数据,T1先修改,T2后修改,T2的修改覆盖T1的修改。下面是一个大家都懂的飞机订票系统的例子:售票处A(交易A)读出某航班的机票余额A,设置A=16售票处b(交易b)读出同一航班的机票余额a,也是16;售票点售票并修改余额警报;A-1 .所以a是15,写一个回数据库;b、售票点也卖票,修改余额AlarrA-1 .所以a是15,写一个回数据库。结果卖出了两张票,数据库里的票余额只减少了1。
(2)不要反复阅读。
T2读取数据,T1修改数据。如果T2再次读取该数据,读取结果与第一次读取不同。具体来说,当前事务已经读取了一次数据,然后再次读取的数据是其他事务成功修改的数据,导致两次读取的数据不匹配。
(3)幻影阅读。
T1读取一定范围内的数据,T2在该范围内插入新数据,T1再次读取该范围内的数据,读取结果与第一次读取结果不同。或者更一般地说,交易。
lang="EN-US">A首先根据条件索引得到N条数据,然后事务B改变了这N条数据之外的M条或者增添了M条符合事务A搜索条件的数据,导致事务A再次搜索发现有N+M条数据了,就产生了幻读。换句话说,当前事务读第一次取到的数据比后来读取到数据条目少。
3、封锁
(1)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。
(2)封锁类型
A.读写锁
排它锁简写为 X 锁,又称写锁;共享锁简写为 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。
B. 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。
(3)封锁协议
封锁协议分为三级封锁协议和两段锁协议。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:
SELECT ... LOCK In SHARE MODE;SELECT ... FOR UPDATE;
4、隔离级别
为了避免丢失更新、脏读、不可重复读和幻读,在标准SQL规范中,定义了4个事务隔离级别,不同的隔离级别对事务的处理不同。具体如下图:
5、多版本并发控制
多版本并发控制是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。MVCC在大多数情况下代替了行锁。最早的数据库系统,只有读读之间可以并发,读写,写读,写写都要阻塞。引入多版本之后,只有写写之间相互阻塞,其他三种操作都可以并行,这样大幅度提高了InnoDB的并发度。但是,使用MVCC每行记录都需要额外的存储空间,需要做更多的行维护和检查工作。
6、Next-Key Lock
(1)Record Lock
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 Lock 依然可以使用。
(2)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。
SELECT c FROM t WHERE c BETWEEN 10 and 20 FOR UPDATE;
(3)Next-Key Lock
它是 Record Lock 和 Gap Lock 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:
(negative infinity, 10](10, 11](11, 13](13, 20](20, positive infinity)
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