事务隔离（二）：基于加锁方式事务隔离原理
前一篇文章中，介绍了ANSI SQL标准下的事务隔离级别及其扩展，这篇文章主要讨论了基于加锁的方式如何实现不同的事务隔离级别，全文的组织架构如下：
- ANSI SQL标准下的事务隔离级别及其扩展回顾
- 基于加锁方式的事务隔离原理
ANSI SQL标准下的事务隔离级别及其扩展回顾
ANSI SQL标准下的事务隔离级别是基于禁止某些干扰现象而制定的，这些现象如下：
脏读P1
W1(X)…R2(X)…A1…R2(X)
不可重复读P2
R1(X)…W2(X)…C2…R1(X)
幻读P3
R1(P)…W2(P)…C2…R1(P)
针对三种现象，ANSI SQL标准设定了四种事务隔离级别，如下：
- Read Uncommitted：有可能发生P1，P2和P3
- Read Committed：不可能发生P1，有可能发生P2和P3
- Repeatable Read：不可能发生P1，P2，有可能发生P3
- Serializable：不可能发生P1，P2和P3
整个事务个隔离级别，与杜绝的现象的对应关系如下图：
由于ANSI SQL的标准存在以下限制：
- 没有提及写操作的隔离性
- ANSI SQL的标准比较老，对于采用多版本并发控制实现隔离性的级别不能够很好的描述
即新干扰现象P0和P4，其中脏写P0如下
W1(X)…W2(X)…A1
写丢失P4如下
R1(X)…R2(X)…W2(X)…C2…W1(X)…C1
因此，引入了新的隔离级别，包括
- Cursor Stability
- Snapshot
具体的分析，请参照我的博文( 事务隔离（一）：ANSI SQL事务隔离级别，限制及扩展 )。
基于加锁方式的事务隔离原理
基本概念
锁有两种，即共享锁(Share Lock)和排他锁(Exclusive Lock)，对于不同事务加在同一个数据项上的锁，如果其中至少有一个是排他锁的话，那么事务是会冲突的，即其中一个事务必须等待。一般共享锁也称为读锁(Read Lock)，而排它锁也称为写锁(Write Lock)。
读写锁根据锁住的数据项不同，分为普通锁和谓词锁。谓词锁是指锁住满足某一查询条件的所有数据项，它不仅包括当前在数据库中满足条件的记录，也包括即将要插入，更新或删除到数据库并满足查询条件的数据项。对于不同事务加在查询条件下的谓词锁，在至少一个是写锁的情况，且两个谓词条件中包含重叠的数据项时，则两个事务是冲突的。
well-formed read(write)是指在read(write)一个数据项或者查询条件时，会先对数据项或者查询条件加read(write) lock。如果一个事务的所有读写都是well-formed，那称事务是well-formed。
two-phase read(write)是当有一个或多个read(write) lock被释放后，不能再加新的read(write) lock。如果一个事务在释放一个或多个锁后，不再加其他的锁，那么称该事务是two-phase的。
如果一把锁从加上，到事务结束(commit or abort)后才释放，则称此锁是long duration的，否则，称锁是short duration的。
多个并发执行的事务是serializability，指的是并发调度执行的结果等于这些事务某个串行执行的结果。例如，有三个并发执行的事务T1，T2和T3，如果其执行结果和其某个串行执行((T1,T2,T3),(T1,T3,T2),(T2,T1,T3),(T2,T3,T1),(T3,T1,T2),(T3,T2,T1))的结果相同。
如果一个事务T1持有一把锁的情况下，另一个事务T2申请一把冲突的锁，那么，事务T2只有等到事务T1释放这把锁之后，才能加上这把锁。
根据数据库的基础理论，采用well-formed two-phase locking方式调度事务的话，是能够保证serializability的。
在了解到锁的基本概念之后，接下来讨论，如何基于锁来实现各种不同的隔离级别。
隔离级别如何实现
先来看所有的干扰现象：
脏写P0
W1(X)…W2(X)…A1
脏读P1
W1(X)…R2(X)…A1…R2(X)
不可重复读P2
R1(X)…W2(X)…C2…R1(X)
幻读P3
R1(P)…W2(P)…C2…R1(P)
写丢失P4
R1(X)…R2(X)…W2(X)…C2…W1(X)…C1
如果需要禁止P0，即禁止多个事务同时能修改一个数据项或谓词条件，则需要修改数据时，加写锁，并且是long duration的，此时，隔离级别满足Read Uncommitted。
如果需要禁止P1，即禁止读取到其他事务修改的中间状态的数据，在禁止P0的条件下，则需要，对读加锁，short duration的就能够满足条件，此时，隔离级别满足Read Committed。
如果需要禁止P4，即禁止事务读取并且修改某个数据项后，需要禁止其他事务再次修改，但如果只是读取的话，不影响，这里，需要一种特殊的锁，称为Cursor Lock，会对事务当前处理的行进行加锁，如果行记录被修改，那么锁会是long duration的，直到事务结束，如果，行未被修改，则锁会提前被释放，此时，隔离级别满足Curstor stability。
如果需要禁止P2，即要禁止到读到某个数据项后，该数据还可能被其他事务修改，因此，需要对读加锁，且一直加锁到事务结束，即long duration，此时，隔离级别满足Repeatable Read。
如果需要禁止P3，即要禁止读到某个谓词条件后，满足该谓词条件的数据还被其他事务修改，因此，需要对谓词条件加读锁，且是long duration的，此时，隔离级别满足SERIALIZABLE。
不同的加锁与事务隔离级别的对应关系如下：
表格中最后一项中，对于读写锁都是long duration的，即到事务结束才会释放锁，即事务过程中只有加锁阶段，没有解锁阶段，这种方式和普通的two-phase locking有什么区别呢？
Two-phase Locking
普通的two-phase locking包含两个阶段：
- Expanding phase：加锁阶段，此阶段只加锁，不释放锁
- Shrinking phase：解锁阶段，此阶段只解锁，不加锁
普通的two-phase locking可能会如下问题：
假设有两个事务T1，T2，它们的时序如下
T1 T2
R1(X)
W1(X)
R2(X)
W2(X)
A1
由于事务T2读到的数据是事务T1修改的X，当事务T1回滚时，事务T2读到的数据就是脏数据，因此，需要对事务T2也进行回滚，如果存在T3也读到了T2修改的数据，那么T3也需要回滚，这样，会导致一系列的事务都需要回滚，称为Cascading Aborts。
而表格中的two-phase locking，只有加锁阶段，因此，不会存在上述问题。只有加锁阶段的two-phase locking，也称为strict two-phase locking。
由于two-phase locking采用的是加锁的方式，因此有可能会碰到经典的死锁问题，举个例子，如下：
假设有事务T1，T2，它们的加锁时序如下：
T1 T2 R1(X) R2(Y) W1(Y) W2(X)
按照如上的时序，事务T1和T2处于等待互相释放锁的状态，即死锁。死锁问题会导致事务无法继续进行有效的工作，因此，必须要解决，常见的解决方案有：
- 死锁检测并消除
- 锁等待一段时间阈值后，对事务进行回滚，并释放所有锁
第一种方法，死锁检测并消除的方法是有一个单独的线程检测事务的锁等待图，如果图构成了一个环，那么，说明发生了死锁，此时，需要选择环中的一个事务进行回滚，并释放锁，使得其他事务能够继续运行下去。
第二种方法，锁等待一段时间阈值后，对事务进行回滚，并释放其所有锁，表明，每次发生死锁时，都会先回滚最早开始执行的事务，使得其他的事务能够继续运行下去。
PS:
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参考文献
- A Critique of ANSI SQL Isolation Levels
- 2PL VS strict 2PL
- Cascading Aborts jhu
- Cascading Aborts blog
正文到此结束
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