事務(wù)的ACID特性
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??? 1、原子性(Atomicity)
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??? 事務(wù)的原子性是指事務(wù)中包含的所有操作要么都做，要么都不做，保證數(shù)據(jù)庫是一致的。
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??? 例如：A帳戶向B帳戶劃賬1000，則先將A減少1000，再將B增加1000，這兩個(gè)動(dòng)作要么都提交，要么都回退，不可能發(fā)生一個(gè)有效、一個(gè)無效的情況。
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??? 2、一致性(Consistency)
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??? 一致性是指數(shù)據(jù)庫在事務(wù)操作前和事務(wù)處理后，其中的數(shù)據(jù)必須都滿足業(yè)務(wù)規(guī)則約束。
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??? 例如：A、B帳戶的總金額在轉(zhuǎn)賬前和轉(zhuǎn)帳后必須一致，其中的不一致必須是短暫的，在事務(wù)提交前才會(huì)出現(xiàn)的。
??? 再如：約定B帳戶不能多于1000元，則A轉(zhuǎn)出1000成功，B轉(zhuǎn)入1000失敗，最終由原子性得到——整個(gè)事務(wù)回滾
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??? 3、隔離性(Isolation)
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??? 隔離性是數(shù)據(jù)庫允許多個(gè)并發(fā)事務(wù)同時(shí)對(duì)齊數(shù)據(jù)進(jìn)行讀寫和修改的能力，隔離性可以防止多個(gè)事務(wù)并發(fā)執(zhí)行時(shí)由于交叉執(zhí)行而導(dǎo)致數(shù)據(jù)的不一致。
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??? 例如：在A、B之間轉(zhuǎn)帳時(shí)，C同時(shí)向A轉(zhuǎn)帳，若同時(shí)進(jìn)行則A、B之間的一致性不能得到滿足。所以在A、B事務(wù)執(zhí)行過程中，其他事務(wù)不能訪問(修改)當(dāng)前相關(guān)的數(shù)值。
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??? 4、持久性(Durability)
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??? 持久性表示為：事務(wù)處理結(jié)束后，對(duì)數(shù)據(jù)的修改就是永久的，即便系統(tǒng)故障也不會(huì)丟失。
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??? 在提交之前如果系統(tǒng)故障，則所有信息全部丟失。提交之后數(shù)據(jù)存放在磁盤中，是永久性的。
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事務(wù)的控制
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??? 事務(wù)的開始是隱形聲明的，不用也沒有語句可以進(jìn)行操作，默認(rèn)從對(duì)數(shù)據(jù)的修改開始就開始了當(dāng)前事務(wù)。
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??? 對(duì)數(shù)據(jù)庫的設(shè)置主要有一下語句：
??? SET TRANSACTION-----設(shè)置事務(wù)屬性
??? SET CONSTRANS-------設(shè)置約束模式
??? SAVEPOINT-----------建立存儲(chǔ)點(diǎn)
??? RELEASE SAVEPOINT---釋放存儲(chǔ)點(diǎn)
??? ROLLBACK------------回滾
??? COMMIT--------------提交
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1、設(shè)置事務(wù)屬性
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??? 設(shè)置事務(wù)屬性主要可以用來完成以下工作：
????? * 指定事務(wù)的隔離層
????? * 規(guī)定回滾事務(wù)時(shí)所使用的存儲(chǔ)空間
????? * 命名事務(wù)
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????? 注：SET TRANSACTION必須是事務(wù)的第一個(gè)語句。并在事務(wù)終止后自動(dòng)失效。
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??? SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITED
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????? A事務(wù)設(shè)置為READ COMMITED，該開始后B事務(wù)修改了數(shù)據(jù)，此時(shí)A無法得到新數(shù)據(jù)，B提交之后，A可以查詢到更新數(shù)據(jù)。
A不可能錯(cuò)讀，但可能發(fā)生假讀和非重復(fù)讀。
????? 在需要并發(fā)數(shù)很大時(shí)應(yīng)該使用READ COMMITED，對(duì)于多用戶并發(fā)的性能和響應(yīng)速度都比較好。
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??? SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE
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????? 事務(wù)和事務(wù)之間完全隔離開，事務(wù)以串行的方式執(zhí)行。不是說必須等一個(gè)結(jié)束，而是事務(wù)一旦開始，在結(jié)束之前查詢到的數(shù)據(jù)永遠(yuǎn)是開始時(shí)刻的數(shù)據(jù)。由于留存的模式會(huì)比較多，所以會(huì)消耗一定的系統(tǒng)資源。
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??? SET TRANSACTION READ ONLY
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????? 當(dāng)前事務(wù)不能有任何修改數(shù)據(jù)的操作，READ ONLY是SERIALIZABLE的一個(gè)子集，基本上屬于最高的安全級(jí)。
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??? SET TRANSACTION READ WRITE
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????? 在READ的基礎(chǔ)上增加WRITE權(quán)限，不常用
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2、設(shè)置約束延期性
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??? 在操作過程中可能需要違反約束向表中插入重復(fù)的數(shù)據(jù)，其實(shí)需要設(shè)置約束延期性。
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??? 設(shè)置格式如下：
??? SET CONSTRAINT ALL | <constraint_name>
??? DEFERRED | IMMEDIATE
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??? 可以選擇要延期的約束名，也可以使用ALL關(guān)鍵字延期所有的約束
??? DEFERRED表示延期，IMMEDIATE表示應(yīng)用
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??? 注：理論上在COMMIT前需要設(shè)置回IMMEDIATE，但是系統(tǒng)可以隱式自動(dòng)完成這一操作。
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??? 注意：要使用延遲的約束，必須在創(chuàng)建時(shí)就進(jìn)行說明：
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??? ALTER TABLE T1 ADD CONSTRAINT <constraint_name> DEFERRABLE INITIALLY IMMEDIATE
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??? 后面的DEFERRABLE 指名可以使用延遲，INITIALLY 設(shè)定了初始值
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3、存儲(chǔ)點(diǎn)
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??? 由于事務(wù)太大，一次回滾會(huì)對(duì)系統(tǒng)造成很大的壓力。而且有時(shí)候在某一段特定的代碼附近會(huì)特別發(fā)生錯(cuò)誤而回滾。這時(shí)就需要在希望的地方設(shè)置一個(gè)存儲(chǔ)點(diǎn)，可以顯示得操作數(shù)據(jù)在發(fā)生錯(cuò)誤時(shí)回滾到指定的存儲(chǔ)點(diǎn)，而節(jié)省不必要的開銷。
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??? 創(chuàng)建格式如下：
??? SAVEPOINT <savepoint_name>
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??? 使用格式如下：
??? ROLLBACK TO [SAVEPOINT] <savepoint_name>
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4、結(jié)束事務(wù)
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??? 以下操作為將事務(wù)結(jié)束：
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??? * 使用COMMIT提交事務(wù)，數(shù)據(jù)被永久保存
??? * 使用ROLLBACK回滾事務(wù)(不包括回滾到存儲(chǔ)點(diǎn))
??? * 執(zhí)行DDL時(shí)，結(jié)束默認(rèn)COMMIT
??? * 用戶斷開連接，此時(shí)事務(wù)自動(dòng)COMMIT
??? * 進(jìn)程意外中止，此時(shí)事務(wù)自動(dòng)ROLLBACK
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??? 注：事務(wù)COMMIT時(shí)會(huì)生成一個(gè)唯一的系統(tǒng)變化號(hào)(SCN)保存到事務(wù)表
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附：關(guān)于事務(wù)相關(guān)的數(shù)據(jù)字典
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晶晶實(shí)驗(yàn)七之事務(wù)表篇
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??? 回滾段頭中，有一項(xiàng)非常重要的信息，就是事務(wù)表。對(duì)事務(wù)表頻繁的訪問,可能會(huì)造成回滾段頭的爭用.了解什么樣的操作會(huì)訪問事務(wù)表,對(duì)于了解回滾段頭爭用的原因非常重要.下面我們來做一些實(shí)驗(yàn)來驗(yàn)證一下,什么樣的操作才會(huì)訪問事務(wù)表.
??? 首先簡單介紹一個(gè)視圖,備份x$bh.對(duì)這個(gè)視圖我想大家都有一定的了解,bh即buffer header 的簡寫.在buffer??header中有一個(gè)TCH 列,表示塊被訪問的次數(shù).我們通過他來驗(yàn)證事務(wù)表什么時(shí)候被訪問.需要注意的是.TCH列每3秒,才會(huì)重新計(jì)算一次,3秒之內(nèi)無論訪問某一個(gè)塊多少次.TCH列只會(huì)增加1.
??在會(huì)話A開啟一個(gè)事務(wù)后:
步驟一:通過v$transaction視圖找到XID
SQL> select xidusn,ubablk,ubafil from v$transaction;
? ? XIDUSN? ???UBABLK? ???UBAFIL
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? ?? ???13? ?? ?? ?97? ?? ?? ? 5
步驟二:通過回滾段編號(hào),可得知事務(wù)所占回滾段名,并用此查找事務(wù)頭塊號(hào),文件號(hào)
SQL> select header_block,header_file from dba_segments where segment_name='_SYSSMU13$';
HEADER_BLOCK HEADER_FILE
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? ?? ?? ? 41? ?? ?? ???5
步驟三:查看x$bh視圖中,TCH值的增加.
SQL> select addr,tch from x$bh where dbarfil=5 and dbablk=41;
ADDR? ?? ?? ?? ?TCH
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080B5208? ?? ?? ?41
步驟四:查找完TCH后,馬上執(zhí)行要測(cè)試的命令(會(huì)話B),
SQL> select * from jj_3;
? ?? ???ID NA
---------- --
? ?? ?? ?1 aa
? ?? ?? ?2 aa
? ?? ?? ?3 aa
? ?? ?? ?4 aa
? ?? ?? ?5 CN
步驟五:再次查看x$bh視圖
SQL> select addr,tch from x$bh where dbarfil=5 and dbablk=41;
ADDR? ?? ?? ?? ?TCH
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080B5208? ?? ?? ?42
注意:步驟三四五應(yīng)盡快完成.避免oracle的其他內(nèi)部操作影響測(cè)試結(jié)果.（因?yàn)閛racle內(nèi)部的操作也會(huì)造成回滾段頭的tch值增加，特別在１０Ｇ中，這種情況更為明顯，不過我沒有跟蹤是什么oracle的內(nèi)部操作造成的）
? ? 小結(jié):從結(jié)果集來看,在另一會(huì)話中訪問未提交數(shù)據(jù)的select語句會(huì)訪問事務(wù)表,那么其他的DML操作呢?(希望大家也都試試,我的結(jié)果是都會(huì)增加TCH值).上面我的步驟四是全表掃描.
? ? 如果我的表有兩個(gè)塊,分別是塊一塊二,在塊一中修改行A,按照rowid訪問塊一中的行B,這樣會(huì)訪問事務(wù)表嗎?如果
按照rowid訪問塊二中的行,會(huì)訪問事務(wù)表嗎?下面我來實(shí)驗(yàn)下看結(jié)果是什么:
步一:利用函數(shù)查看該表的塊號(hào).
SQL> select rowid,dbms_rowid.rowid_block_number(rowid) from jj_3;
ROWID? ?? ?? ?? ???DBMS_ROWID.ROWID_BLOCK_NUMBER(ROWID)
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AAAMvjAAKAAAAEdAAA? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ? 285
AAAMvjAAKAAAAEdAAB? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ? 285
AAAMvjAAKAAAAEdAAC? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ? 285
AAAMvjAAKAAAAEeAAA? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ?? ? 286
步二: 在B會(huì)話中通過AAAMvjAAKAAAAEdAAC修改表.
SQL> update jj_3 set id=10 where rowid='AAAMvjAAKAAAAEdAAC';
已更新 1 行。
步三: 在A會(huì)話中通過AAAMvjAAKAAAAEdAAA查看行
SQL> select * from jj_3 where rowid='AAAMvjAAKAAAAEdAAA';
? ?? ???ID NA
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? ?? ?? ?4 aa
在做步一和二之前,先查看一下X$BH,因?yàn)樗麜?huì)因?yàn)閛racle的內(nèi)部操作而增加,
實(shí)驗(yàn)前查看結(jié)果:
SQL> select addr,tch from x$bh where dbarfil=5 and dbablk=41;
ADDR? ?? ?? ?? ?TCH
-------- ----------
080B51BC? ?? ?? ?63
實(shí)驗(yàn)后查看結(jié)果:
SQL> select addr,tch from x$bh where dbarfil=5 and dbablk=41;
ADDR? ?? ?? ?? ?TCH
-------- ----------
080B51BC? ?? ?? ?64
??結(jié)論一:在塊一中修改行A,按照rowid訪問塊一中的行B,這樣會(huì)訪問事務(wù)表;再試試不同的塊
操作前先查看下X$BH:
SQL> select addr,tch from x$bh where dbarfil=5 and dbablk=41;
ADDR? ?? ?? ?? ?TCH
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080B51BC? ?? ?? ?67
接著剛才的實(shí)驗(yàn),我又訪問了不同的塊:
SQL> select * from jj_3 where rowid='AAAMvjAAKAAAAEeAAA';
? ?? ???ID NA
---------- --
? ?? ?? ?4 aa
再次查看X$BH的結(jié)果是:
SQL> select addr,tch from x$bh where dbarfil=5 and dbablk=41;
ADDR? ?? ?? ?? ?TCH
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080B51BC? ?? ?? ?67
結(jié)果很明顯了,用rowid訪問不同的塊,是不會(huì)增加TCH值的.也就是說不會(huì)有CR塊產(chǎn)生.
在晶晶實(shí)驗(yàn)六中,已經(jīng)證明了在生成CR塊時(shí),oracle可以根據(jù)數(shù)據(jù)塊頭部的ITL槽中的UBA,找到存放數(shù)據(jù)塊回滾信息的回
滾塊和回滾記錄,通過這個(gè)UBA就可以構(gòu)造CR塊咯,oracle為什么還要再去訪問事務(wù)表呢?這是因?yàn)?oracle的提交有時(shí)會(huì)
是延遲提交.oracle并不清除延遲提交所涉及的塊中的事務(wù)信息,如:事務(wù)所占ITL槽和行鎖.而把清除事務(wù)信息這個(gè)操作
放到了以后的塊清除中(塊清除在以后的實(shí)驗(yàn)會(huì)詳細(xì)講述),oracle這樣做的目的是為加快提交速度.如果一個(gè)事務(wù)涉及
到了過多的塊,單單是提交時(shí)清除每個(gè)塊中的事務(wù)信息就需要耗費(fèi)很長時(shí)間.這降低了提交速度.有可能使提交成為最易
引起爭用的操作.當(dāng)事務(wù)提交時(shí),對(duì)事務(wù)所涉及的塊,不做任何操作,塊將保持事務(wù)仍在持續(xù)時(shí)的信息.當(dāng)一個(gè)select操作
查詢到這個(gè)塊時(shí),ITL槽中的提交標(biāo)志為未提交,但實(shí)際上這個(gè)事務(wù)是已經(jīng)提交的.就是因?yàn)橛辛搜舆t提交oracle無法根
據(jù)ITL槽中的提交標(biāo)志來判斷一個(gè)塊中的事務(wù)是否真的提交.他必須根據(jù)ITL中的XID 去訪問事務(wù)表.才能確定此塊中的
事務(wù)是否真的提交.在生成CR塊前,oracle先要判斷是否真的有必要為此塊生成CR塊.這就要去訪問事務(wù)表.
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?
-The End-