精华内容
下载资源
问答
  • 数据库事务并发带来的问题有:更新丢失、脏读、不可重复读、幻象读。 我们利用张三的银行卡来说明,假设张三的余额有100元。 1、更新丢失:一个事务的更新覆盖了另一个事务的更新。事务A:向银行卡存钱100元。事务B...
    

    SQL的锁机制

    一. 为什么要引入锁

    多个用户同时对数据库的并发操作时会带来以下数据不一致的问题:

    丢失更新
    A,B两个用户读同一数据并进行修改,其中一个用户的修改结果破坏了另一个修改的结果,比如订票系统

    脏读
    A用户修改了数据,随后B用户又读出该数据,但A用户因为某些原因取消了对数据的修改,数据恢复原值,此时B得到的数据就与数据库内的数据产生了不一致

    不可重复读
    A用户读取数据,随后B用户读出该数据并修改,此时A用户再读取数据时发现前后两次的值不一致

    并发控制的主要方法是封锁,锁就是在一段时间内禁止用户做某些操作以避免产生数据不一致

    二  锁的分类

    锁的类别有两种分法:
    1.  从数据库系统的角度来看:分为独占锁(即排它锁),共享锁和更新锁

    MS-SQL Server 使用以下资源锁模式。

    锁模式      描述 
    共享        (S) 用于不更改或不更新数据的操作(只读操作),如 SELECT 语句。 
    更新 (U)     用于可更新的资源中。防止当多个会话在读取、锁定以及随后可能进行的资源更新时发生常见形式的死锁。 
    排它 (X)     用于数据修改操作,例如 INSERT、UPDATE 或 DELETE。确保不会同时同一资源进行多重更新。 
    意向锁       用于建立锁的层次结构。意向锁的类型为:意向共享 (IS)、意向排它 (IX) 以及与意向排它共享 (SIX)。 
    架构锁        在执行依赖于表架构的操作时使用。架构锁的类型为:架构修改 (Sch-M) 和架构稳定性 (Sch-S)。 
    大容量更新 (BU) 向表中大容量复制数据并指定了 TABLOCK 提示时使用。 

    共享锁
    共享 (S) 锁允许并发事务读取 (SELECT) 一个资源。资源上存在共享 (S) 锁时,任何其它事务都不能修改数据。一旦已经读取数据,便立即释放资源上的共享 (S) 锁,除非将事务隔离级别设置为可重复读或更高级别,或者在事务生存周期内用锁定提示保留共享 (S) 锁。
    更新锁
    更新 (U) 锁可以防止通常形式的死锁。一般更新模式由一个事务组成,此事务读取记录,获取资源(页或行)的共享 (S) 锁,然后修改行,此操作要求锁转换为排它 (X) 锁。如果两个事务获得了资源上的共享模式锁,然后试图同时更新数据,则一个事务尝试将锁转换为排它 (X) 锁。共享模式到排它锁的转换必须等待一段时间,因为一个事务的排它锁与其它事务的共享模式锁不兼容;发生锁等待。第二个事务试图获取排它 (X) 锁以进行更新。由于两个事务都要转换为排它 (X) 锁,并且每个事务都等待另一个事务释放共享模式锁,因此发生死锁。

    若要避免这种潜在的死锁问题,请使用更新 (U) 锁。一次只有一个事务可以获得资源的更新 (U) 锁。如果事务修改资源,则更新 (U) 锁转换为排它 (X) 锁。否则,锁转换为共享锁。

    排它锁
    排它 (X) 锁可以防止并发事务对资源进行访问。其它事务不能读取或修改排它 (X) 锁锁定的数据。

    意向锁
    意向锁表示 SQL Server 需要在层次结构中的某些底层资源上获取共享 (S) 锁或排它 (X) 锁。例如,放置在表级的共享意向锁表示事务打算在表中的页或行上放置共享 (S) 锁。在表级设置意向锁可防止另一个事务随后在包含那一页的表上获取排它 (X) 锁。意向锁可以提高性能,因为 SQL Server 仅在表级检查意向锁来确定事务是否可以安全地获取该表上的锁。而无须检查表中的每行或每页上的锁以确定事务是否可以锁定整个表。

    意向锁包括意向共享 (IS)、意向排它 (IX) 以及与意向排它共享 (SIX)。

    锁模式 描述 
    意向共享 (IS) 通过在各资源上放置 S 锁,表明事务的意向是读取层次结构中的部分(而不是全部)底层资源。 
    意向排它 (IX) 通过在各资源上放置 X 锁,表明事务的意向是修改层次结构中的部分(而不是全部)底层资源。IX 是 IS 的超集。 
    与意向排它共享 (SIX) 通过在各资源上放置 IX 锁,表明事务的意向是读取层次结构中的全部底层资源并修改部分(而不是全部)底层资源。允许顶层资源上的并发 IS 锁。例如,表的 SIX 锁在表上放置一个 SIX 锁(允许并发 IS 锁),在当前所修改页上放置 IX 锁(在已修改行上放置 X 锁)。虽然每个资源在一段时间内只能有一个 SIX 锁,以防止其它事务对资源进行更新,但是其它事务可以通过获取表级的 IS 锁来读取层次结构中的底层资源。 

    独占锁:只允许进行锁定操作的程序使用,其他任何对他的操作均不会被接受。执行数据更新命令时,SQL Server会自动使用独占锁。当对象上有其他锁存在时,无法对其加独占锁。
    共享锁:共享锁锁定的资源可以被其他用户读取,但其他用户无法修改它,在执行Select时,SQL Server会对对象加共享锁。
    更新锁:当SQL Server准备更新数据时,它首先对数据对象作更新锁锁定,这样数据将不能被修改,但可以读取。等到SQL Server确定要进行更新数据操作时,他会自动将更新锁换为独占锁,当对象上有其他锁存在时,无法对其加更新锁。
    2. 从程序员的角度看:分为乐观锁和悲观锁。
    乐观锁:完全依靠数据库来管理锁的工作。
    悲观锁:程序员自己管理数据或对象上的锁处理。

    MS-SQLSERVER 使用锁在多个同时在数据库内执行修改的用户间实现悲观并发控制


    三  锁的粒度
       锁粒度是被封锁目标的大小,封锁粒度小则并发性高,但开销大,封锁粒度大则并发性低但开销小

    SQL Server支持的锁粒度可以分为为行、页、键、键范围、索引、表或数据库获取锁

    资源         描述 
    RID         行标识符。用于单独锁定表中的一行。 
    键           索引中的行锁。用于保护可串行事务中的键范围。 
    页           8 千字节 (KB) 的数据页或索引页。 
    扩展盘区     相邻的八个数据页或索引页构成的一组。 
    表           包括所有数据和索引在内的整个表。 
    DB          数据库。 


    四  锁定时间的长短

    锁保持的时间长度为保护所请求级别上的资源所需的时间长度。 

    用于保护读取操作的共享锁的保持时间取决于事务隔离级别。采用 READ COMMITTED 的默认事务隔离级别时,只在读取页的期间内控制共享锁。在扫描中,直到在扫描内的下一页上获取锁时才释放锁。如果指定 HOLDLOCK 提示或者将事务隔离级别设置为 REPEATABLE READ 或 SERIALIZABLE,则直到事务结束才释放锁。

    根据为游标设置的并发选项,游标可以获取共享模式的滚动锁以保护提取。当需要滚动锁时,直到下一次提取或关闭游标(以先发生者为准)时才释放滚动锁。但是,如果指定 HOLDLOCK,则直到事务结束才释放滚动锁。

    用于保护更新的排它锁将直到事务结束才释放。 
    如果一个连接试图获取一个锁,而该锁与另一个连接所控制的锁冲突,则试图获取锁的连接将一直阻塞到: 

    将冲突锁释放而且连接获取了所请求的锁。

    连接的超时间隔已到期。默认情况下没有超时间隔,但是一些应用程序设置超时间隔以防止无限期等待 

    2003-6-10 11:08:00    
    查看评语???     2003-6-10 11:10:02    
    五  SQL Server 中锁的自定义 

    1 处理死锁和设置死锁优先级

    死锁就是多个用户申请不同封锁,由于申请者均拥有一部分封锁权而又等待其他用户拥有的部分封锁而引起的无休止的等待

    可以使用SET DEADLOCK_PRIORITY控制在发生死锁情况时会话的反应方式。如果两个进程都锁定数据,并且直到其它进程释放自己的锁时,每个进程才能释放自己的锁,即发生死锁情况。

    2  处理超时和设置锁超时持续时间。

    @@LOCK_TIMEOUT 返回当前会话的当前锁超时设置,单位为毫秒

    SET LOCK_TIMEOUT 设置允许应用程序设置语句等待阻塞资源的最长时间。当语句等待的时间大于 LOCK_TIMEOUT 设置时,系统将自动取消阻塞的语句,并给应用程序返回"已超过了锁请求超时时段"的 1222 号错误信息

    示例 
    下例将锁超时期限设置为 1,800 毫秒。
    SET LOCK_TIMEOUT 1800

    3)  设置事务隔离级别。
    参见 http://expert.csdn.net/Expert/topic/1785/1785314.xml?temp=.3050501

    4 )  对 SELECT、INSERT、UPDATE 和 DELETE 语句使用表级锁定提示。

    5)   配置索引的锁定粒度
    可以使用 sp_indexoption 系统存储过程来设置用于索引的锁定粒度

    六  查看锁的信息

    1   执行 EXEC SP_LOCK 报告有关锁的信息
    2   查询分析器中按Ctrl+2可以看到锁的信息

    七  使用注意事项

    如何避免死锁
    1 使用事务时,尽量缩短事务的逻辑处理过程,及早提交或回滚事务;
    2 设置死锁超时参数为合理范围,如:3分钟-10分种;超过时间,自动放弃本次操作,避免进程悬挂;
    3 优化程序,检查并避免死锁现象出现;
    4 .对所有的脚本和SP都要仔细测试,在正是版本之前。
    5 所有的SP都要有错误处理(通过@error)
    6 一般不要修改SQL SERVER事务的默认级别。不推荐强行加锁

    解决问题 如何对行 表 数据库加锁

    八  几个有关锁的问题

    1 如何锁一个表的某一行

    SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED 

    SELECT * FROM table  ROWLOCK  WHERE id = 1

    2 锁定数据库的一个表

    SELECT * FROM table WITH (HOLDLOCK) 

    加锁语句:
    sybase:
          update 表 set col1=col1 where 1=0 ;
    MSSQL:
          select col1 from 表 (tablockx) where 1=0 ;
    oracle:
          LOCK TABLE 表 IN EXCLUSIVE MODE ;
    加锁后其它人不可操作,直到加锁用户解锁,用commit或rollback解锁


    几个例子帮助大家加深印象
    设table1(A,B,C)
    A    B    C
    a1   b1   c1
    a2   b2   c2
    a3   b3   c3

    1)排它锁
    新建两个连接
    在第一个连接中执行以下语句
    begin tran
      update table1
      set A='aa'
      where B='b2'
      waitfor delay '00:00:30'  --等待30秒
    commit tran
    在第二个连接中执行以下语句
    begin tran
      select * from table1
      where B='b2'   
    commit tran

    若同时执行上述两个语句,则select查询必须等待update执行完毕才能执行即要等待30秒

    2)共享锁
    在第一个连接中执行以下语句
    begin tran
      select * from table1 holdlock -holdlock人为加锁
      where B='b2' 
      waitfor delay '00:00:30'  --等待30秒
    commit tran

    在第二个连接中执行以下语句
    begin tran
      select A,C from table1
      where B='b2' 
      update table1
      set A='aa'
      where B='b2'   
    commit tran

    若同时执行上述两个语句,则第二个连接中的select查询可以执行
    而update必须等待第一个事务释放共享锁转为排它锁后才能执行 即要等待30秒

    3)死锁
    增设table2(D,E)
    D    E
    d1   e1
    d2   e2
    在第一个连接中执行以下语句
    begin tran
      update table1
      set A='aa'
      where B='b2' 
      waitfor  delay '00:00:30'
      update table2
      set D='d5'
      where E='e1' 
    commit tran
      
    在第二个连接中执行以下语句
    begin tran
      update table2
      set D='d5'
      where E='e1' 
      waitfor  delay '00:00:10'
      update table1
      set A='aa'
      where B='b2'  
    commit tran

    同时执行,系统会检测出死锁,并中止进程

    
    展开全文
  • ACID 原子性(Atomic):事务包含的所有操作,要么全做,要么全不做回滚; 一致性(Consistency):从一个一致状态到另一个一致状态;eg:A、B之间转账,两者的金额总和转账前后...事务并发引起的问题以及如何...

    ACID

    1. 原子性(Atomic):事务包含的所有操作,要么全做,要么全不做回滚;
    2. 一致性(Consistency):从一个一致状态到另一个一致状态;eg:A、B之间转账,两者的金额总和转账前后必须相同。
    3. 隔离性(Isolation):多个事务并发执行时,不会相互影响。
    4. 持久性(Durability):一个事务一旦修改,它对数据库的修改应该永久存在数据库中。

    事务隔离

    事务并发引起的问题以及如何避免
    1. 更新丢失——mysql所有事务隔离级别在数据库层面均可避免。
    2. 脏读——READ-COMMITTED事务隔离级别以上可以避免。(未提交的事务修改的数据也能读取到而引起的错误数据,RC级别以上可避免)
    3. 不可重复读——REPETABLE-READ事务隔离级别以上可避免。(加锁后读取的数据会因为其他事务操作而变化,RR级别以上可避免)
    4. 幻读——SERIALIZABLE事务隔离级别可避免。

    oracle默认read-committed,mysql默认repetable-read。
    幻读:是指当事务不是独立执行时发生的一种现象。
    例如第一个事务对一个表中的数据进行了修改,比如这种修改涉及到表中的“全部数据行”。同时,第二个事务也修改这个表中的数据,这种修改是向表中插入“一行新数据”。那么,以后就会发生操作第一个事务的用户发现表中还存在没有修改的数据行,就好象发生了幻觉一样.一般解决幻读的方法是增加范围锁RangeS,锁定检索范围为只读,这样就避免了幻读。

    针对当前读,RR隔离级别保证对读取到的记录加锁 (记录锁),同时保证对读取的范围加锁,新的满足查询条件的记录不能够插入 (间隙锁),不存在幻读现象。

    InnoDB RR级别避免幻读:
    表象:快照读(非阻塞读) --伪MVCC
    内在:next-key锁(行锁+gap锁)

    当前读:select…lock in share mode, select…for update,update,delete,insert
    (本质上就是加了锁的增删改查,只读当前有效的数据)
    快照读:不加锁的非阻塞读,select
    (需要在事务级别不为serializable才可以,serializable级别下蜕化为当前读)
    快照读有可能读到的是历史版本,快照读的关键是创建快照的时间。另一事务修改提交前select一次之后select读取到的就是修改前的数据,如果是在另一事务修改提交后才进行第一次select,那么读取到的就是修改后的数据。

    RC、RR级别下的InnoDB的非阻塞读如何实现
    1. 数据行里的额外字段DB_TRX_ID(标识最近一次对本行的修改ID)、DB_ROLL_PTR(回滚指针)、DB_ROW_ID(行号,聚集索引的隐藏主键)字段(在数据库看来,delete也不过是一种数据修改)
    2. undo日志(属于老版本的数据,分为insert_undo_log和update_undo_log,前者只在事务回滚的时候需要,在事务提交后就可以立即丢弃;update_undo_log记录数据的update和delete操作,不仅在事务回滚时需要,在快照读中也需要,所以不能随便删除,只有在数据库所使用的快照中不涉及该日志记录,对应的日志才会被删除)
    3. read view(主要用来做可见性判断,当我们执行快照读select的时候,会针对我们查询的数据创建出一个read view,来决定当前事务能看到哪个版本的数据;创建过程:取出DB_TRX_ID与当前活跃事务进行比较,直到小于当前活跃事务对应的DB_TRX_ID(也就是当前的稳定数据))

    读不加锁,读写不冲突,在读多写少的OLTP应用中读写不冲突是很重要的,极大增加了系统的性能。

    next_key锁(行锁+Gap锁)

    对主键索引或者唯一索引会用Gap锁么
    1. 如果where条件全部命中,则不会用Gap锁,只会加记录锁(行锁);eg:
        select * from user where id in (1,2,3); ——如果1,2,3都存在,则为全部命中;1,2存在,3不存在则为部分命中。主键外的索引还需要锁定辅助索引对应的记录。(InnoDB有辅助索引对应主键索引的);
    2. 如果where条件部分命中或者全不命中,则会加Gap锁;(部分命中的则会锁住最小值和最小值之间的所有可能值。)
    Gap锁会用在非唯一索引或者不走索引的当前读中
    1. 非唯一索引则会锁住相应范围的记录(包括辅助索引也会被锁住,属于部分锁住);
    2. 不走索引(会对所有记录上Gap锁,类似于表级锁,但是效率低于表级锁)
    展开全文
  • 更新丢失【LOST UPDATE】第二类更新丢失【SECOND_LOST UPDATE】脏读【DIRTY-READ】不可重复读【NOREPEATABLE-READ】幻读【PHANT0M-READ】 

    更新丢失【LOST UPDATE】

    第二类更新丢失【SECOND_LOST UPDATE】

    脏读【DIRTY-READ】

    不可重复读【NOREPEATABLE-READ】

    幻读【PHANT0M-READ】

     

     

     

     

     

     

     

    展开全文
  • 这个时候猜想可能是因为并发的问题,当a线程经过查询判断后还未插入的时候b线程也经过查询数据库发现没有记录,这时候就造成了两条通话记录。 第二次采取的方法是先查询,若查询无结果后插入数据并返回自增主键,...
  • 请教一下数据库的隔离级别以及并发可能引起的问题,有哪些好的解决方案?
  • 事务并发访问引起的问题有如下常见的: 更新丢失——mysql所有事务隔离级别在数据库层面上均可避免 脏读——脏读就是允许读取其他事务未提交的数据,READ-COMMITTED事务隔离级别以上可避免(RC级别)。 不可重复读...


    事务并发访问引起的问题有如下常见的:

    • 更新丢失——mysql所有事务隔离级别在数据库层面上均可避免
    • 脏读——脏读就是允许读取其他事务未提交的数据,READ-COMMITTED事务隔离级别以上可避免(RC级别)。
    • 不可重复读——不可重复读就是事务A多次读取事务B,过程中事务B有更新操作,导致事务A读取的数据不一样,REPEATABLE-READ事务隔离级别以上可避免(RR级别)。
    • 幻读——指的是一个事务在前后两次查询同一个范围的时候,后一次查询看到了前一次查询没有看到过的数据行,就好像发生了幻觉一样,破坏了事务的一致性SERIALIZABLE事务隔离级别可避免,但是会降低事务并发能力。在可重复读隔离级别下(RR),也是可以解决幻读的(但是他的根本职能是解决不可重复读)

    一、更新丢失

    注:文中的事务就是会话,也是查询,两个事务就开两个查询即可

    对于更新丢失的情况我们用一张图表示
    在这里插入图片描述
    可以看到事务A期望的结果应该是1100元,但是实际结果却是1000元,也就是说事务B的更新丢失了。
    但是MySQL所有的隔离级别都能避免更新丢失情况。我们用一个测试说明,建表如下:
    在这里插入图片描述
    开启两个查询模拟两个事务,这两个事务在操作前需要关闭自动提交:set autocommit = 0;;将隔离级别开到最低的RU级别:set session transaction isolation level read uncommitted;两个都要开始事务:start TRANSACTION;
    先是事务1的操作:

    # 查询一号的余额,结果为1000
    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    

    然后事务2开始查询,并操作余额

    # 查询一号的余额,结果为1000
    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    # 将一号的余额+100
    update account_innodb set balance=1000+100 where id = 1;
    # 再次查询余额为1100
    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    # 提交事务
    COMMIT;
    

    然后事务1进行操作:

    update account_innodb set balance=balance-100 where id = 1;
    

    结果:
    在这里插入图片描述
    此时并没有提交事务,我们撤销操作,进行回滚,然后查询1号的余额

    # 事务回滚,即关闭事务
    ROLLBACK;
    # 查询余额
    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    

    在这里插入图片描述
    可以看到结果是事务2存入钱后的余额,其他的隔离级别下的更新丢失不再演示

    二、脏读

    • 开头我们仍然以上边的两个会话设置为基础,即隔离级别最低,我们看看是不是会发生读取到未提交的事务数据
    • 首先之前两个会话都要commit,保证事务已经结束。下边开始

    两个会话开启事务:start TRANSACTION;
    然后update account_innodb set balance = balance -100 where id = 1;,更改后的结果为1000,但是我们没有提交,数据库里面并没有真正进行更改,未提交的数据存在redo log文件中,另一个事务查询的话,我们期望的是还是数据库中那个没有变动的数据,我们来测试会话2:

    # start TRANSACTION;没有开启事务的记得开启
    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    

    在这里插入图片描述
    可以看到结果为1000,发生脏读了。

    如何避免呢?开启RC级别及以上就可以了

    # 设置成能防止脏读的read COMMITTED,再按照之前步骤进行测试
    set session transaction isolation level read committed;
    

    按照之前来一次
    在这里插入图片描述
    结果显示正常了

    三、不可重复读

    • mysql的默认隔离级别为 repeatable read(RR),该级别就能避免不可重复读。事务1对某一行记录会多次读取,在这些过程中,事务2进来修改了该记录,但是事务1并没有结束事务,然后,事务1再次读取,读到的是事务2提交的结果,这明显不利于当前事务的执行。

    我们先基于脏读测试的基础上进行测试,即隔离级别为RC,之前的事务都提交,然后重新开启事务
    事务1开启 事务之后执行以下语句

    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    

    然后事务2执行如下

    update account_innodb set balance = balance +200 where id = 1;
    # 并提交
    commit;
    

    回到事务1

    # 再次查询,期望为1100
    SELECT balance FROM account_innodb where id = 1;
    

    结果
    在这里插入图片描述
    说明RC及以下无法避免不可重复读
    我们将隔离级别切换到repeatable read级别,将两个会话都切换成RR级别:

    set session transaction isolation level repeatable read;
    

    然后再按照上边的步骤测试,上边的结果是1300,那么这次事务1最终结果应该是1300,测试结果为:1300
    在这里插入图片描述
    说明避免了

    四、幻读

    基于上边的测试的基础,隔离级别改变read uncommitted,保证事务都已经提交
    事务1

    # 开启事务后执行范围操作,并上共享锁,锁住查询到的记录行
    SELECT balance FROM account_innodb lock in share mode;
    

    在这里插入图片描述

    事务2在其之后插入一条数据(可以插入,锁住4行都是行锁,不影响新添数据行)

    # 开启事务后执行
    insert into account_innodb values ('test5',1200);
    # 提交
    commit;
    

    在这里插入图片描述
    查看account_innodb
    在这里插入图片描述

    然后我们用事务1进行全范围更新

    # 将工资全部改为1000
    update account_innodb set balance=1000;
    # 查询是否是4条1000的记录
    SELECT balance FROM account_innodb;
    

    在这里插入图片描述
    很匪夷所思吧,五条记录都被更新(对于事务1来说,不是应该是4条吗?),跟产生幻觉一样,说明在RC级别下产生了幻读。

    4.1、RR级别下测试

    我们将两个会话隔离级别切换为RR:set session transaction isolation level read COMMITTED;
    然后按照之前的方法测试,也是事务1线进行查询,然后事务2进行添加操作,奇怪的事发生了
    在这里插入图片描述
    被阻塞了,说明RR级别可以避免幻读,这是因为mysql采用了gap lock,详情请见数据库之InnoDB可重复读隔离级别下如何避免幻读

    4.2、SERIALIZABLE级别下测试

    切换级别set session transaction isolation level SERIALIZABLE;,回滚之前事务ROLLBACK;,按照RR级别下的测试来一遍,到了事务2进行插入的时候:
    在这里插入图片描述

    五、具体对比图

    [外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-oAahu7SI-1587702400298)(C:\Users\Taogege\AppData\Roaming\Typora\typora-user-images\image-20200422182835697.png)]

    如有问题,请及时指出

    展开全文
  • 数据库的并发问题

    千次阅读 2018-09-19 16:52:47
    1.脏读(dirty read) &...以下是一个取款事务和转账事务并发引起的脏读场景。 时间 转账事务A 取款事务B T1 开始事务 T2 开始事务 T3 查询账户余额为1000元 T4 取出5...
  • 数据库特点、四大特征、并发事务引起的问题 数据库4个基本特点: 1.数据结构化 2.数据的共享性高,冗余度低,易扩充 3.数据独立性高 4.数据由DBMS统一管理和控制   特点: 共享性高,冗余度低,易扩充 ...
  • 事务4大特性(ACID):原子性...隔离性(Isolation) :并发执行事务是隔离,一个不影响一个。如果有两个事务,运行在相同时间内,执行相同功能,事务隔离性将确保每一事务在系统中认为只有该事务在使用系统
  • 最近写购物程序时当考虑到并发情况下避免出现超额购买的问题。想了下面如图1这个流程当接到买入请求时更新库存(操作方式如图2)操作返回int i若为1则表示库存足够,可以购买。0则表示库存不足。若更新库存成功则开启...
  • 大家好,我们上一章讲到了事务的四大特性,其中比较难理解的就是事务的隔离性,那么由于事务的隔离等级不同,在事务并发进行的过程中也会引起不同的问题,接下来咱们来解析一下:第一个问题:更新丢失这个问题不常见...
  • 前些日子在开发项目过程中发生了一个奇怪的问题: 程序运行在我们自己的开发环境里都正常,不会出现错误,而且不只是我一个人的电脑,是接近10个项目组开发人员的电脑上都是正常的,而且运行多久都不会出错,大家有...
  • asp.net,有一个审批操作,需要大量计算,然后更新数据库,如果使用同步话,等待时间有点长,我...net异步操作数据库会有并发,会引起逻辑错误,是这样吗?请问有谁遇到过呢?如果是这样,有好解决方案吗?
  • 前些日子在开发项目过程中发生了一个奇怪的问题:  程序运行在我们自己的开发环境里都正常,不会出现错误,而且不只是我一个人的电脑, 是接近10个项目组开发人员的电脑上都是正常的,而且运行多久都不会...
  • 前些日子在开发项目过程中发生了一个奇怪的问题: 程序运行在我们自己的开发环境里都正常,不会出现错误,而且不只是我一个人的电脑,是接近10个项目组开发人员的电脑上都是正常的,而且运行多久都不会出错,大家有...

空空如也

空空如也

1 2 3 4 5 ... 20
收藏数 493
精华内容 197
关键字:

数据库并发引起的问题