05.可序列化

Serializable | 可序列化

可序列化（Serializability）隔离通常被认为是最强的隔离级别，它保证即使事务可以并行执行，最终的结果也是一样的，就好像它们没有任何并发性，连续挨个执行一样。它通过强制事务排序，使之不可能相互冲突，从而解决幻读问题。简言之，它是在每个读的数据行上加上共享锁。在这个级别，可能导致大量的超时现象和锁竞争。该隔离级别代价也花费最高，性能很低，一般很少使用，在该级别下，事务顺序执行，不仅可以避免脏读、不可重复读，还避免了幻读。

目前大多数提供可序列化的数据库都使用了三种技术之一：

字面意义上的串行执行：如果每个事务的执行速度非常快，并且事务吞吐量足够低，足以在单个 CPU 核上处理，这是一个简单而有效的选择。
两阶段锁定：数十年来，两阶段锁定一直是实现可序列化的标准方式，但是许多应用出于性能问题的考虑避免使用它。
可串行化快照隔离（SSI）：一个相当新的算法，避免了先前方法的大部分缺点。它使用乐观的方法，允许事务执行而无需阻塞。当一个事务想要提交时，它会进行检查，如果执行不可序列化，事务就会被中止。

真的串行执行

避免并发问题的最简单方法就是完全不要并发：在单个线程上按顺序一次只执行一个事务。这样做就完全绕开了检测/防止事务间冲突的问题，由此产生的隔离，正是可序列化的定义。尽管这似乎是一个明显的主意，但数据库设计人员只是在 2007 年左右才决定，单线程循环执行事务是可行的。如果多线程并发在过去的 30 年中被认为是获得良好性能的关键所在，那么究竟是什么改变致使单线程执行变为可能呢？

两个进展引发了这个反思：

RAM 足够便宜了，许多场景现在都可以将完整的活跃数据集保存在内存中。当事务需要访问的所有数据都在内存中时，事务处理的执行速度要比等待数据从磁盘加载时快得多。
数据库设计人员意识到 OLTP 事务通常很短，而且只进行少量的读写操作。相比之下，长时间运行的分析查询通常是只读的，因此它们可以在串行执行循环之外的一致快照（使用快照隔离）上运行。

串行执行事务的方法在 VoltDB/H-Store，Redis 和 Datomic 中实现。设计用于单线程执行的系统有时可以比支持并发的系统更好，因为它可以避免锁的协调开销。但是其吞吐量仅限于单个 CPU 核的吞吐量。为了充分利用单一线程，需要与传统形式不同的结构的事务。

在存储过程中封装事务

在数据库的早期阶段，意图是数据库事务可以包含整个用户活动流程。例如，预订机票是一个多阶段的过程（搜索路线，票价和可用座位，决定行程，在每段行程的航班上订座，输入乘客信息，付款）。数据库设计者认为，如果整个过程是一个事务，那么它就可以被原子化地执行。

不幸的是，人类做出决定和回应的速度非常缓慢。如果数据库事务需要等待来自用户的输入，则数据库需要支持潜在的大量并发事务，其中大部分是空闲的。大多数数据库不能高效完成这项工作，因此几乎所有的 OLTP 应用程序都避免在事务中等待交互式的用户输入，以此来保持事务的简短。在 Web 上，这意味着事务在同一个 HTTP 请求中被提交——一个事务不会跨越多个请求。一个新的 HTTP 请求开始一个新的事务。

即使人类已经找到了关键路径，事务仍然以交互式的客户端/服务器风格执行，一次一个语句。应用程序进行查询，读取结果，可能根据第一个查询的结果进行另一个查询，依此类推。查询和结果在应用程序代码（在一台机器上运行）和数据库服务器（在另一台机器上）之间来回发送。

在这种交互式的事务方式中，应用程序和数据库之间的网络通信耗费了大量的时间。如果不允许在数据库中进行并发处理，且一次只处理一个事务，则吞吐量将会非常糟糕，因为数据库大部分的时间都花费在等待应用程序发出当前事务的下一个查询。在这种数据库中，为了获得合理的性能，需要同时处理多个事务。

出于这个原因，具有单线程串行事务处理的系统不允许交互式的多语句事务。取而代之，应用程序必须提前将整个事务代码作为存储过程提交给数据库。这些方法之间的差异如下图所示。如果事务所需的所有数据都在内存中，则存储过程可以非常快地执行，而不用等待任何网络或磁盘 I/O。

存储过程在关系型数据库中已经存在了一段时间了，自 1999 年以来它们一直是 SQL 标准（SQL/PSM）的一部分。出于各种原因，它们的名声有点不太好：

每个数据库厂商都有自己的存储过程语言（Oracle 有 PL/SQL，SQL Server 有 T-SQL，PostgreSQL 有 PL/pgSQL 等）。这些语言并没有跟上通用编程语言的发展，所以从今天的角度来看，它们看起来相当丑陋和陈旧，而且缺乏大多数编程语言中能找到的库的生态系统。
与应用服务器相，比在数据库中运行的管理困难，调试困难，版本控制和部署起来也更为尴尬，更难测试，更难和用于监控的指标收集系统相集成。
数据库通常比应用服务器对性能敏感的多，因为单个数据库实例通常由许多应用服务器共享。数据库中一个写得不好的存储过程（例如，占用大量内存或 CPU 时间）会比在应用服务器中相同的代码造成更多的麻烦。

但是这些问题都是可以克服的。现代的存储过程实现放弃了 PL/SQL，而是使用现有的通用编程语言：VoltDB 使用 Java 或 Groovy，Datomic 使用 Java 或 Clojure，而 Redis 使用 Lua。存储过程与内存存储，使得在单个线程上执行所有事务变得可行。由于不需要等待 I/O，且避免了并发控制机制的开销，它们可以在单个线程上实现相当好的吞吐量。

VoltDB 还使用存储过程进行复制：但不是将事务的写入结果从一个节点复制到另一个节点，而是在每个节点上执行相同的存储过程。因此 VoltDB 要求存储过程是确定性的（在不同的节点上运行时，它们必须产生相同的结果）。举个例子，如果事务需要使用当前的日期和时间，则必须通过特殊的确定性 API 来实现。

分区

顺序执行所有事务使并发控制简单多了，但数据库的事务吞吐量被限制为单机单核的速度。只读事务可以使用快照隔离在其它地方执行，但对于写入吞吐量较高的应用，单线程事务处理器可能成为一个严重的瓶颈。为了扩展到多个 CPU 核心和多个节点，可以对数据进行分区，在 VoltDB 中支持这样做。如果你可以找到一种对数据集进行分区的方法，以便每个事务只需要在单个分区中读写数据，那么每个分区就可以拥有自己独立运行的事务处理线程。在这种情况下可以为每个分区指派一个独立的 CPU 核，事务吞吐量就可以与 CPU 核数保持线性扩展。

但是，对于需要访问多个分区的任何事务，数据库必须在触及的所有分区之间协调事务。存储过程需要跨越所有分区锁定执行，以确保整个系统的可串行性。由于跨分区事务具有额外的协调开销，所以它们比单分区事务慢得多。VoltDB 报告的吞吐量大约是每秒 1000 个跨分区写入，比单分区吞吐量低几个数量级，并且不能通过增加更多的机器来增加。

事务是否可以是划分至单个分区很大程度上取决于应用数据的结构。简单的键值数据通常可以非常容易地进行分区，但是具有多个二级索引的数据可能需要大量的跨分区协调。

在特定约束条件下，真的串行执行事务，已经成为一种实现可序列化隔离等级的可行办法。

每个事务都必须小而快，只要有一个缓慢的事务，就会拖慢所有事务处理。
仅限于活跃数据集可以放入内存的情况。很少访问的数据可能会被移动到磁盘，但如果需要在单线程执行的事务中访问，系统就会变得非常慢。如果事务需要访问不在内存中的数据，最好的解决方案可能是中止事务，异步地将数据提取到内存中，同时继续处理其他事务，然后在数据加载完毕时重新启动事务。这种方法被称为反缓存（anti-caching）。
写入吞吐量必须低到能在单个 CPU 核上处理，如若不然，事务需要能划分至单个分区，且不需要跨分区协调。
跨分区事务是可能的，但是它们的使用程度有很大的限制。

两阶段锁定（2PL）

大约 30 年来，在数据库中只有一种广泛使用的序列化算法：两阶段锁定（2PL，two-phase locking），有时也称为严格两阶段锁定（SS2PL, strict two-phas locking），以便和其他 2PL 变体区分。请注意，虽然两阶段锁定（2PL）听起来非常类似于两阶段提交（2PC），但它们是完全不同的东西。

之前我们看到锁通常用于防止脏写：如果两个事务同时尝试写入同一个对象，则锁可确保第二个写入必须等到第一个写入完成事务（中止或提交），然后才能继续。两阶段锁定定类似，但使锁的要求更强。只要没有写入，就允许多个事务同时读取同一个对象。但对象只要有写入（修改或删除），就需要独占访问（exclusive access）权限：

如果事务 A 读取了一个对象，并且事务 B 想要写入该对象，那么 B 必须等到 A 提交或中止才能继续。（这确保 B 不能在 A 底下意外地改变对象。）
如果事务 A 写入了一个对象，并且事务 B 想要读取该对象，则 B 必须等到 A 提交或中止才能继续。

在 2PL 中，写入不仅会阻塞其他写入，也会阻塞读，反之亦然。快照隔离使得读不阻塞写，写也不阻塞读，这是 2PL 和快照隔离之间的关键区别。另一方面，因为 2PL 提供了可序列化的性质，它可以防止早先讨论的所有竞争条件，包括丢失更新和写入偏差。

实现两阶段锁

2PL 用于 MySQL（InnoDB）和 SQL Server 中的可序列化隔离级别，以及 DB2 中的可重复读隔离级别。读与写的阻塞是通过为数据库中每个对象添加锁来实现的。锁可以处于共享模式（shared mode）或独占模式（exclusive mode）。锁使用如下：

若事务要读取对象，则须先以共享模式获取锁。允许多个事务同时持有共享锁。但如果另一个事务已经在对象上持有排它锁，则这些事务必须等待。
若事务要写入一个对象，它必须首先以独占模式获取该锁。没有其他事务可以同时持有锁（无论是共享模式还是独占模式），所以如果对象上存在任何锁，该事务必须等待。
如果事务先读取再写入对象，则它可能会将其共享锁升级为独占锁。升级锁的工作与直接获得排他锁相同。
事务获得锁之后，必须继续持有锁直到事务结束（提交或中止）。这就是“两阶段”这个名字的来源：第一阶段（当事务正在执行时）获取锁，第二阶段（在事务结束时）释放所有的锁。

由于使用了这么多的锁，因此很可能会发生：事务 A 等待事务 B 释放它的锁，反之亦然。这种情况叫做死锁（Deadlock）。数据库会自动检测事务之间的死锁，并中止其中一个，以便另一个继续执行。被中止的事务需要由应用程序重试。

两阶段锁定的性能

两阶段锁定的巨大缺点，以及 70 年代以来没有被所有人使用的原因，是其性能问题。两阶段锁定下的事务吞吐量与查询响应时间要比弱隔离级别下要差得多。这一部分是由于获取和释放所有这些锁的开销，但更重要的是由于并发性的降低。按照设计，如果两个并发事务试图做任何可能导致竞争条件的事情，那么必须等待另一个完成。

传统的关系数据库不限制事务的持续时间，因为它们是为等待人类输入的交互式应用而设计的。因此，当一个事务需要等待另一个事务时，等待的时长并没有限制。即使你保证所有的事务都很短，如果有多个事务想要访问同一个对象，那么可能会形成一个队列，所以事务可能需要等待几个其他事务才能完成。因此，运行 2PL 的数据库可能具有相当不稳定的延迟，如果在工作负载中存在争用，那么可能高百分位点处的响应会非常的慢。可能只需要一个缓慢的事务，或者一个访问大量数据并获取许多锁的事务，就能把系统的其他部分拖慢，甚至迫使系统停机。当需要稳健的操作时，这种不稳定性是有问题的。

基于锁实现的读已提交隔离级别可能发生死锁，但在基于 2PL 实现的可序列化隔离级别中，它们会出现的频繁的多（取决于事务的访问模式）。这可能是一个额外的性能问题：当事务由于死锁而被中止并被重试时，它需要从头重做它的工作。如果死锁很频繁，这可能意味着巨大的浪费。

谓词锁

前面我们讨论了幻读（phantoms）的问题。即一个事务改变另一个事务的搜索查询的结果。具有可序列化隔离级别的数据库必须防止幻读。在会议室预订的例子中，这意味着如果一个事务在某个时间窗口内搜索了一个房间的现有预订，则另一个事务不能同时插入或更新同一时间窗口与同一房间的另一个预订（可以同时插入其他房间的预订，或在不影响另一个预定的条件下预定同一房间的其他时间段）。

如何实现这一点？从概念上讲，我们需要一个谓词锁（predicate lock）。它类似于前面描述的共享/排它锁，但不属于特定的对象（例如，表中的一行），它属于所有符合某些搜索条件的对象，如：

SELECT * FROM bookings
WHERE room_id = 123 AND
      end_time > '2018-01-01 12:00' AND
      start_time < '2018-01-01 13:00';

谓词锁限制访问，如下所示：

如果事务 A 想要读取匹配某些条件的对象，就像在这个 SELECT 查询中那样，它必须获取查询条件上的共享谓词锁（shared-mode predicate lock）。如果另一个事务 B 持有任何满足这一查询条件对象的排它锁，那么 A 必须等到 B 释放它的锁之后才允许进行查询。
如果事务 A 想要插入，更新或删除任何对象，则必须首先检查旧值或新值是否与任何现有的谓词锁匹配。如果事务 B 持有匹配的谓词锁，那么 A 必须等到 B 已经提交或中止后才能继续。

这里的关键思想是，谓词锁甚至适用于数据库中尚不存在，但将来可能会添加的对象（幻象）。如果两阶段锁定包含谓词锁，则数据库将阻止所有形式的写入偏差和其他竞争条件，因此其隔离实现了可串行化。

索引范围锁

不幸的是谓词锁性能不佳：如果活跃事务持有很多锁，检查匹配的锁会非常耗时。因此，大多数使用 2PL 的数据库实际上实现了索引范围锁（也称为间隙锁（next-key locking）），这是一个简化的近似版谓词锁。通过使谓词匹配到一个更大的集合来简化谓词锁是安全的。例如，如果你有在中午和下午 1 点之间预订 123 号房间的谓词锁，则锁定 123 号房间的所有时间段，或者锁定 12:00~13:00 时间段的所有房间（不只是 123 号房间）是一个安全的近似，因为任何满足原始谓词的写入也一定会满足这种更松散的近似。

在房间预订数据库中，您可能会在room_id列上有一个索引，并且/或者在start_time 和 end_time上有索引（否则前面的查询在大型数据库上的速度会非常慢）：

假设您的索引位于room_id上，并且数据库使用此索引查找 123 号房间的现有预订。现在数据库可以简单地将共享锁附加到这个索引项上，指示事务已搜索 123 号房间用于预订。
或者，如果数据库使用基于时间的索引来查找现有预订，那么它可以将共享锁附加到该索引中的一系列值，指示事务已经将 12:00~13:00 时间段标记为用于预定。

无论哪种方式，搜索条件的近似值都附加到其中一个索引上。现在，如果另一个事务想要插入，更新或删除同一个房间和/或重叠时间段的预订，则它将不得不更新索引的相同部分。在这样做的过程中，它会遇到共享锁，它将被迫等到锁被释放。

这种方法能够有效防止幻读和写入偏差。索引范围锁并不像谓词锁那样精确（它们可能会锁定更大范围的对象，而不是维持可串行化所必需的范围），但是由于它们的开销较低，所以是一个很好的折衷。

如果没有可以挂载间隙锁的索引，数据库可以退化到使用整个表上的共享锁。这对性能不利，因为它会阻止所有其他事务写入表格，但这是一个安全的回退位置。

序列化快照隔离（SSI）

一方面，我们实现了性能不好（2PL）或者扩展性不好（串行执行）的可序列化隔离级别。另一方面，我们有性能良好的弱隔离级别，但容易出现各种竞争条件（丢失更新，写入偏差，幻读等）。序列化的隔离级别和高性能是从根本上相互矛盾的吗？也许不是：一个称为可序列化快照隔离（SSI, serializable snapshot isolation）的算法是非常有前途的。它提供了完整的可序列化隔离级别，但与快照隔离相比只有只有很小的性能损失。SSI 是相当新的：它在 2008 年首次被描述，并且是 Michael Cahill 的博士论文的主题。

今天，SSI 既用于单节点数据库（PostgreSQL9.1 以后的可序列化隔离级别）和分布式数据库（FoundationDB 使用类似的算法）。由于 SSI 与其他并发控制机制相比还很年轻，还处于在实践中证明自己表现的阶段。但它有可能因为足够快而在未来成为新的默认选项。

悲观与乐观的并发控制

两阶段锁是一种所谓的悲观并发控制机制（pessimistic）：它是基于这样的原则：如果有事情可能出错（如另一个事务所持有的锁所表示的），最好等到情况安全后再做任何事情。这就像互斥，用于保护多线程编程中的数据结构。从某种意义上说，串行执行可以称为悲观到了极致：在事务持续期间，每个事务对整个数据库（或数据库的一个分区）具有排它锁，作为对悲观的补偿，我们让每笔事务执行得非常快，所以只需要短时间持有“锁”。

相比之下，序列化快照隔离是一种乐观（optimistic）的并发控制技术。在这种情况下，乐观意味着，如果存在潜在的危险也不阻止事务，而是继续执行事务，希望一切都会好起来。当一个事务想要提交时，数据库检查是否有什么不好的事情发生（即隔离是否被违反）；如果是的话，事务将被中止，并且必须重试。只有可序列化的事务才被允许提交。

乐观并发控制是一个古老的想法，其优点和缺点已经争论了很长时间。如果存在很多争用（contention）（很多事务试图访问相同的对象），则表现不佳，因为这会导致很大一部分事务需要中止。如果系统已经接近最大吞吐量，来自重试事务的额外负载可能会使性能变差。但是，如果有足够的备用容量，并且事务之间的争用不是太高，乐观的并发控制技术往往比悲观的要好。可交换的原子操作可以减少争用：例如，如果多个事务同时要增加一个计数器，那么应用增量的顺序（只要计数器不在同一个事务中读取）就无关紧要了，所以并发增量可以全部应用且无需冲突。

顾名思义，SSI 基于快照隔离，也就是说，事务中的所有读取都是来自数据库的一致性快照。与早期的乐观并发控制技术相比这是主要的区别。在快照隔离的基础上，SSI 添加了一种算法来检测写入之间的序列化冲突，并确定要中止哪些事务。

基于过时前提的决策

先前讨论了快照隔离中的写入偏差时，我们观察到一个循环模式：事务从数据库读取一些数据，检查查询的结果，并根据它看到的结果决定采取一些操作（写入数据库）。但是，在快照隔离的情况下，原始查询的结果在事务提交时可能不再是最新的，因为数据可能在同一时间被修改。换句话说，事务基于一个前提（premise）采取行动（事务开始时候的事实，例如：“目前有两名医生正在值班”）。之后当事务要提交时，原始数据可能已经改变，前提可能不再成立。

当应用程序进行查询时（例如，“当前有多少医生正在值班？”），数据库不知道应用逻辑如何使用该查询结果。在这种情况下为了安全，数据库需要假设任何对该结果集的变更都可能会使该事务中的写入变得无效。换而言之，事务中的查询与写入可能存在因果依赖。为了提供可序列化的隔离级别，如果事务在过时的前提下执行操作，数据库必须能检测到这种情况，并中止事务。

数据库如何知道查询结果是否可能已经改变？有两种情况需要考虑：

检测对旧 MVCC 对象版本的读取（读之前存在未提交的写入）
检测影响先前读取的写入（读之后发生写入）

检测旧 MVCC 读取

快照隔离通常是通过多版本并发控制来实现的，当一个事务从 MVCC 数据库中的一致快照读时，它将忽略取快照时尚未提交的任何其他事务所做的写入。下图中事务 43 认为 Alice 的 on_call = true，因为事务 42（修改 Alice 的待命状态）未被提交。然而，在事务 43 想要提交时，事务 42 已经提交。这意味着在读一致性快照时被忽略的写入已经生效，事务 43 的前提不再为真。

为了防止这种异常，数据库需要跟踪一个事务由于 MVCC 可见性规则而忽略另一个事务的写入。当事务想要提交时，数据库检查是否有任何被忽略的写入现在已经被提交。如果是这样，事务必须中止。

为什么要等到提交？当检测到陈旧的读取时，为什么不立即中止事务 43 因为如果事务 43 是只读事务，则不需要中止，因为没有写入偏差的风险。当事务 43 进行读取时，数据库还不知道事务是否要稍后执行写操作。此外，事务 42 可能在事务 43 被提交的时候中止或者可能仍然未被提交，因此读取可能终究不是陈旧的。通过避免不必要的中止，SSI 保留快照隔离对从一致快照中长时间运行的读取的支持。

检测影响之前读取的写入

第二种情况要考虑的是另一个事务在读取数据之后修改数据。

在两阶段锁定的上下文中，我们讨论了索引范围锁，它允许数据库锁定与某个搜索查询匹配的所有行的访问权，例如 WHERE shift_id = 1234。可以在这里使用类似的技术，除了 SSI 锁不会阻塞其他事务。在这个例子中，事务 42 和 43 都在班次 1234 查找值班医生。如果在 shift_id 上有索引，则数据库可以使用索引项 1234 来记录事务 42 和 43 读取这个数据的事实。（如果没有索引，这个信息可以在表级别进行跟踪）。这个信息只需要保留一段时间：在一个事务完成（提交或中止）之后，所有的并发事务完成之后，数据库就可以忘记它读取的数据了。

当事务写入数据库时，它必须在索引中查找最近曾读取受影响数据的其他事务。这个过程类似于在受影响的键范围上获取写锁，但锁并不会阻塞事务到其他事务完成，而是像一个引线一样只是简单通知其他事务：你们读过的数据可能不是最新的啦。事务 43 通知事务 42 其先前读已过时，反之亦然。事务 42 首先提交并成功，尽管事务 43 的写影响了 42，但因为事务 43 尚未提交，所以写入尚未生效。然而当事务 43 想要提交时，来自事务 42 的冲突写入已经被提交，所以事务 43 必须中止。

可序列化的快照隔离的性能

与往常一样，许多工程细节会影响算法的实际表现。例如一个权衡是跟踪事务的读取和写入的粒度（granularity）。如果数据库详细地跟踪每个事务的活动（细粒度），那么可以准确地确定哪些事务需要中止，但是簿记开销可能变得很显著。简略的跟踪速度更快（粗粒度），但可能会导致更多不必要的事务中止。

在某些情况下，事务可以读取被另一个事务覆盖的信息：这取决于发生了什么，有时可以证明执行结果无论如何都是可序列化的。PostgreSQL 使用这个理论来减少不必要的中止次数。与两阶段锁定相比，可序列化快照隔离的最大优点是一个事务不需要阻塞等待另一个事务所持有的锁。就像在快照隔离下一样，写不会阻塞读，反之亦然。这种设计原则使得查询延迟更可预测，变量更少。特别是，只读查询可以运行在一致的快照上，而不需要任何锁定，这对于读取繁重的工作负载非常有吸引力。

与串行执行相比，可序列化快照隔离并不局限于单个 CPU 核的吞吐量：FoundationDB 将检测到的序列化冲突分布在多台机器上，允许扩展到很高的吞吐量。即使数据可能跨多台机器进行分区，事务也可以在保证可序列化隔离等级的同时读写多个分区中的数据。中止率显著影响 SSI 的整体表现。例如，长时间读取和写入数据的事务很可能会发生冲突并中止，因此 SSI 要求同时读写的事务尽量短（只读长事务可能没问题）。对于慢事务，SSI 可能比两阶段锁定或串行执行更不敏感。

最近更新于 0001-01-01