鎖的三種問題（髒讀，幻讀，丟失）

1、簡介

　　經過鎖機制能夠實現事務的隔離性要求，使得事務能夠併發地工做。鎖提升了併發，可是卻帶來了問題。不過好在由於事務隔離性的要求，鎖只會帶來三種問題，若是能夠防止這三種狀況的發生，那將不會產生併發異常。

2、髒讀

　　頁和髒數據的區別：髒頁是指在緩衝池中已經被修改的頁，可是尚未刷新到磁盤中，即數據庫實例內存中的頁和磁盤中的頁的數據不一致，固然在刷新到磁盤以前，日誌都已近被寫入到重作日誌文件中。髒數據是指事務對緩衝池中行記錄的修改，而且尚未被提交（commit）。

　　髒頁是由於數據庫實例內存和磁盤的異步形成的，這並不影響數據的一致性（或者說二者最終會達到一致性，即當髒頁都刷回到磁盤中）。而且由於髒頁的刷新是異步的，不影響數據庫的可用性，所以能夠帶來性能的提升。

　　髒數據則不一樣，若是讀到了髒數據，即一個事務能夠讀到另外一個事務中未提交的數據，則顯然違反了數據庫的隔離性。

　　髒讀指的就是在不一樣的事務下，當前事務能夠讀到另外事務未提交的數據。

　　以下顯示了一個髒讀的例子：

　　

　　上述例子中可發現，在會話A中，在事務沒有提交的前提下，會話B中的兩次SELECT操做取得了不一樣的結果，而且2這條記錄是在會話A中並未提交的數據，即產生了髒讀，違反了事務的隔離性。

　　髒讀現象在生產環境中並不常發生，髒讀發生的條件是須要事務的隔離級別爲READ UNCOMMITTED。InnoDB爲READ REPEATABLE,SQL server爲READ COMMITTED,Oracle爲READ COMMITTED

3、幻讀（不可重複讀）

　　不可重複讀是指在一個事務內屢次讀取同一數據集合。在這個事務還沒結束時，另一個事務也訪問該同一數據集合，並作了一些DML操做。所以，在第一個事務中的兩次讀數據之間，因爲第二個事務的修改，那麼第一個事務兩次讀到的數據可能不一致。這樣就發生了在一個事務內兩次讀到的數據不同，這種狀況稱爲不可重複讀。

　　不可重複度和髒讀的區別是：髒讀讀到未提交的數據，而不可重複讀讀到的是已經提交的數據，但其違反了數據庫事務一致性。以下例子：

 

 

　　通常來講，不可重複讀的問題是能夠接受的，由於讀到是已經提交的數據。

　　InnoDB中，經過使用Next-Key Lock算法來避免不可重複讀的問題。在這種算法下，對於索引的掃描，不只是鎖住掃描到的索引，並且還鎖住這些索引覆蓋的範圍（gap）。所以這個範圍內的插入都是不容許的，這樣來避免不可重複讀的現象。

4、丟失更新　

　　丟失更新是另外一個鎖致使的問題，就是一個事務的更新操做會被另外一個事務的更新操做鎖覆蓋，從而致使數據的不一致。例如：

　　1）事務T1將行記錄R更新爲V1，事務T1並未提交。

　　2）同時，事務T2將行記錄R更新爲V2，事務T2未提交。

　　3）T1提交

　　4）T2提交

　　在當前數據庫的任何隔離級別下，都不會致使數據庫理論上的丟失更新問題。這是由於，即便是READ UNCOMMITTED的事務隔離級別，對於行的DML操做，須要對行或者其餘粗粒度級別的對象加鎖。所以在上述2）步驟中，事務T2並不會對行記錄R進行更新操做，由於其會阻塞，直至事務T1提交。

　　雖然數據庫能阻止丟失更新問題，但在生產應用中確有邏輯意義上的丟失更新問題，而致使問題的並非由於數據庫自己的問題。以下狀況就會發生丟失更新：

　　1）事務T1查詢一行數據，放入本地內存，並顯示給一個終端用戶User1

　　2）事務T2也查詢該行數據，並將取得的數據顯示給用戶User2

　　3）User1修改這行記錄，更新數據庫並未提交。

　　4）User2修改這行記錄，更新數據庫並未提交。

　　要避免丟失更新發生，須要讓事務在這種狀況下的操做變成串行化，而不是並行的操做。即在1）中，對用戶讀取的記錄加上排它鎖X。一樣，在2）中，也加上一個排它鎖X。經過這種方式，2）就必須等待1）和3）完成，最後完成4）。如圖：