1、事務
概念：事務指的是滿足acid特性的一組操作，可以通過commit提交乙個事務，也可以使用rollback進行回滾。
acid特性：
（1）原子性：事務被視為不可分割的最小單元，事務的所有操作要麼全部提交成功，要麼全部失敗回滾。回滾可以用回滾日誌來實現，回滾日誌記錄著事務所執行的修改操作，在回滾時反向執行這些修改操作即可。
（2）一致性：資料庫在事務執行前後都保持一致性狀態。在一致性狀態下，所有事務對乙個資料的讀取結果都是相同的。
（3）隔離性：乙個事務所做的修改在最終提交以前，對其它事務是不可見的。
（4）永續性：一旦事務提交，則其所做的修改將會永遠儲存到資料庫中。即使系統發生崩潰，事務執行的結果也不能丟失。
使用重做日誌來保證永續性。
事務的acid特性概念簡單，但不是很好理解，主要是因為這幾個特性不是一種平級關係：
只有滿足一致性，事務的執行結果才是正確的。
在無併發的情況下，事務序列執行，隔離性一定能夠滿足。此時只要滿足原子性，就一定能滿足一致性。
在併發的情況下，多個事務並行執行，事務不僅要滿足原子性，還需要滿足隔離性，才能滿足一致性。事務滿足永續性是為了能應對資料庫崩潰的情況。
2、併發一致性問題
丟失資料
丟失資料：t1和t2兩個事務都對乙個資料進行修改，t1先修改，t2隨後修改，t2的修改覆蓋了t1的修改。簡記為同時修改。
讀髒資料
讀髒資料：t1對乙個資料做了修改，t2讀取這乙個資料。若t1執行rollback操作，則t2讀取的結果和第一次的結果不一樣。簡記為讀取失敗的修改。最簡答的場景是修改完成後，緊接著查詢檢驗結果。
不可重複讀
不可重複讀：t2讀取乙個資料，t1對該資料做了修改。如果t2再次讀取這個資料，此時讀取的結果和第一次讀取的結果不同。簡記為讀時修改，重複讀取的結果不一樣。
幻影讀
幻影讀：t1讀取某個範圍的資料，t2在這個範圍內插入新的資料，t1再次讀取這個範圍的資料，此時讀取的結果和第一次讀取的結果不同。簡記為讀時插入，重複讀取的結果不一樣。
解決方案
在併發環境下，事務的隔離性很難保證，因此會出現很多併發一致性問題。產生併發不一致問題的主要原因是破壞了事務的隔離性。解決方法是通過併發控制來保證隔離性。併發控制可以通過封鎖來實現，但是封鎖操作需要使用者自己控制，相當複雜。資料庫管理系統提供了事務的隔離級別，讓使用者以一種更輕鬆的方式處理併發一致性問題。
3、封鎖
封鎖粒度
mysql中提供了兩種封鎖粒度：行級鎖以及標級鎖。
應盡量只鎖定需要修改的那部分資料，而不是所有的資源。鎖定的資料量越少，發生鎖爭的可能就越小，系統的併發程度就越高。但是加鎖主要消耗資源，鎖的各種操作都會增加系統開銷。因此封鎖粒度越小，系統開銷就越大。為此，我們在選擇封鎖粒度時，需在鎖開銷和併發程度之間做乙個權衡。
封鎖型別
（1）讀寫鎖
排它鎖，簡寫為x鎖，又稱寫鎖。
共享鎖，間寫為s鎖，又稱讀鎖。
有以下兩個規定：
乙個事務對資料物件a加了x鎖，就可以對a進行讀取和更新。加鎖期間其它事務不能對a加任何鎖。
乙個事務對資料物件a加了s鎖，可以對a進行讀取操作，但是不能進行更新操作。加鎖期間其它事務能對a加s鎖，但是不能加x鎖。
（2）意向鎖
使用意向鎖，可以更容易地支援多粒度封鎖，使得行鎖和表鎖能夠共存。
在存在行級鎖和表級鎖的情況下，事務t想要對錶a加x鎖，就需要先檢測是否有其它事務對錶a或者表a中的任意一行加了鎖，那麼就需要對錶a的每一行都檢測一次，這是非常耗時的。
意向鎖在原來的x/s鎖之上引入了ix/is，ix/is都是表級別的鎖，用來表示乙個事務稍後會對錶中的某個資料行上加x鎖或s鎖。整理可得以下兩個規定：
乙個事務在獲得某個資料行物件的s鎖之前，必須先獲得表的is鎖或者更強的鎖；
乙個事務在獲得某個資料行物件的x鎖之前，必須先獲得表的ix鎖。
封鎖協議
**封鎖協議
一級封鎖協議：事務t要修改資料a時必須加x鎖，直到t結束才釋放鎖。防止同時修改，可解決丟失修改問題，因不能同時有兩個事務對同乙個資料進行修改，那麼事務的修改就不會被覆蓋。
二級封鎖協議：在一級的基礎上，要求讀取資料a時必須加s鎖，讀取完馬上釋放，讀取完馬上釋放s鎖。防止修改時讀取，可解決丟失修改和讀髒資料問題，因為乙個事務在對資料a進行修改，根據1級封鎖協議，會加x鎖，那麼就不能再加s鎖了，也就是不會讀入資料。
**封鎖協議：在二級的基礎上，要求讀取資料a時必須加s鎖，直到事務結束了才能釋放s鎖。防止讀取時修改，可解決丟失修改和讀髒資料問題，還進一步防止了不可重複的問題，因為讀a時，其它事務不能對a加x鎖，從而避免了在讀的期間資料發生改變。
兩段鎖協議
兩段鎖協議是指每個事務的執行可以分為兩個階段：生長階段和衰退階段。
兩段封鎖法可以這樣來實現：
事務開始後就處於加鎖階段，一直到執行rollback和commit之前都是加鎖階段。
rollback和commit使事務進入解鎖階段，即在rollback和commit模組中dbms釋放所有封鎖。
4、關聯式資料庫設計理論
函式依賴
記a—>b表示a函式決定b，也可以說b函式依賴於a。
若是關係的乙個或多個屬性的集合，該集合函式決定了關係的其它所有屬性並且是最小的，那麼該集合就稱為鍵碼。
對於a—>b，如果能找到a的真子集a『，使得a『—>b，那麼a—>b就是部分函式依賴，否則就是完全函式依賴。
對於a—>b，b—>c，則a—>c是乙個傳遞函式依賴。
異常
不符合正規化的關係，會產生很多異常，主要有以下四種異常：
冗餘資料：例如學生-2出現了兩次。
修改異常：修改了乙個記錄中的資訊，但是另乙個記錄中相同的資訊卻沒有被修改。
刪除異常：刪除乙個資訊，那麼也會丟失其他資訊。例如刪除了課程-1需要刪除第一行和第三行，那麼學生-1的資訊就會丟失。
插入異常：例如想要插入乙個學生的資訊，如果這個學生還沒選課，那麼就無法插入。
正規化
正規化理論是為了解決以上提到四種異常。高階別正規化的依賴於低階別的正規化，1nf是最低級別的正規化。
第一正規化（1nf）
屬性不可分。即資料庫表的每一列都是不可分割的基本資料項，同一列中不能有多個值，即實體中的某個屬性不能有多個值或者不能有重複的屬性。
第二正規化（2nf）
每個非主屬性完全函式依賴於鍵碼。可以通過分解來滿足2nf。
分解前：
以下學生課程關係中，為鍵碼，有如下函式依賴：
sno->sname,sdept
sdept->mname
sno,cname->grade
函式依賴狀況分析：
grade完全函式依賴於鍵碼，它沒有任何冗餘資料，每個學生的每門課都有特定的成績。
sname,sdept和mname都部分依賴於鍵碼，當乙個學生選修了多門課時，這些資料就會出現多次，造成大量冗餘資料。
分解後：
關係-1：
巴斯-科德正規化（bcnf）
在3nf基礎上，任何非主屬性不能對主鍵子集依賴。
巴斯-科德正規化是第三正規化的乙個子集，即滿足巴斯-科德正規化必須滿足第三正規化。通常情況下，巴斯-科德正規化被認為沒有新的設計規範加入，只是對第二正規化與第三正規化中設計規範要求更強，因而被認為是修正第三正規化，也就是說，它事實上是對第三正規化的修正，使資料冗餘度更小。這也是bcnf不被稱為第四正規化的原因。某些書上，根據正規化要求的遞增性將其稱之為第四正規化是不規範，也是更讓人不容易理解的地方。而真生的第四正規化，則是在設計規範中新增了對多值及依賴的要求。
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