SQLprimefaces增量和locking策略 – 这是安全的吗？

我有一个关于SQL和locking策略的问题。 举一个例子，假设我有一个查看我的网站上的图像的计数器。 如果我有一个sproc或类似的执行下列语句：

START TRANSACTION; UPDATE images SET counter=counter+1 WHERE image_id=some_parameter; COMMIT; 

假设特定image_id的计数器在时间t0具有值“0”。 如果两个会话更新同一图像计数器s1和s2，在t0同时启动，那么这两个会话都有可能读取值“0”，将其增加为“1”，同时尝试将计数器更新为“1” '，所以柜台的价值是'1'而不是'2'？

 s1: begin s1: begin s1: read counter for image_id=15, get 0, store in temp1 s2: read counter for image_id=15, get 0, store in temp2 s1: write counter for image_id=15 to (temp1+1), which is 1 s2: write counter for image_id=15 to (temp2+1), which is also 1 s1: commit, ok s2: commit, ok 

最终结果：对于image_id = 15，值为'1'，应该是2。

我的问题是：

1. 这种情况可能吗？
2. 如果是这样，交易隔离级别是否重要？
3. 有没有解决冲突的人可以将这种冲突视为一种错误？
4. 可以使用任何特殊的语法，以避免一个问题（如比较和交换（CAS）或显式locking技术）？

我对一个普遍的答案感兴趣，但是如果没有我对MySql和InnoDB特定的答案感兴趣，因为我试图用这种技术在InnoDB上实现序列。

编辑：以下情况也可能是可能的，导致相同的行为。 我假设我们处于隔离级别READ_COMMITED或更高，所以s2从事务的开始获取值，尽pipes1已经写了'1'到计数器。

 s1: begin s1: begin s1: read counter for image_id=15, get 0, store in temp1 s1: write counter for image_id=15 to (temp1+1), which is 1 s2: read counter for image_id=15, get 0 (since another tx), store in temp2 s2: write counter for image_id=15 to (temp2+1), which is also 1 s1: commit, ok s2: commit, ok 

Answer 1

UPDATE查询将更新锁放在页面上或logging它读取。

当作出是否更新logging的决定时，锁被提起或被提升到排他锁。

这意味着在这种情况下：

 s1: read counter for image_id=15, get 0, store in temp1 s2: read counter for image_id=15, get 0, store in temp2 s1: write counter for image_id=15 to (temp1+1), which is 1 s2: write counter for image_id=15 to (temp2+1), which is also 1 

s2将等到s1决定是否写计数器，这种情况实际上是不可能的。

这将是：

 s1: place an update lock on image_id = 15 s2: try to place an update lock on image_id = 15: QUEUED s1: read counter for image_id=15, get 0, store in temp1 s1: promote the update lock to the exclusive lock s1: write counter for image_id=15 to (temp1+1), which is 1 s1: commit: LOCK RELEASED s2: place an update lock on image_id = 15 s2: read counter for image_id=15, get 1, store in temp2 s2: write counter for image_id=15 to (temp2+1), which is 2 

请注意，在InnoDB ， DML查询不会从他们读取的logging中提取更新锁。

这意味着，在全表扫描的情况下，被读取​​但决定不更新的logging将仍然保持locking，直到事务结束，并且不能从另一个事务更新。

Answer 2

如果locking不正确，肯定有可能得到这种types的竞争条件，并且默认locking模式（读取提交）确实允许。 在这种模式下，读操作只能在logging上放置一个共享锁，所以它们都可以看到0，递增并写入1到数据库。

为了避免这种竞争条件，您需要在读取操作上设置独占locking。 “可串行化”和“可重复读”并发模式可以做到这一点，而对于单行操作，它们几乎是等价的。

为了使其完全primefaces，你必须：

• 设置适当的事务隔离级别 ，如Serializable。 通常，您可以从客户端库或SQL中的explicilty执行此操作。
• 开始交易
• 读取数据
• 更新它
• 提交交易。

您还可以使用HOLDLOCK（T-SQL）或等效提示来强制读取排它锁，具体取决于您的SQL方言。

单个更新查询将以primefaces方式执行此操作，但不能确保读取操作排除独占locking，因此无法拆分操作（可能是读取值并将其返回给客户端）。 您需要自动获取该值才能实现序列 ，因此更新本身可能不是您所需要的。 即使使用primefaces更新，您仍然有竞争条件来读取更新后的值。 读取仍然需要在一个事务中进行（将它存储在一个variables中）并在读取期间发出一个排它锁。

请注意，要做到这一点，而不创build一个热点，您的数据库需要适当支持存储过程中的自动（嵌套）事务 。 请注意，有时“嵌套”是用来指代链接交易或保存点，所以这个术语可能有点混乱。 我编辑过这个来引用自治事务。

如果没有自治事务，则locking由父事务inheritance，这可以回滚整个事务。 这意味着它们将被保留，直到父事务提交，这可以将您的序列变成一个热点，使用该序列序列化所有事务。 任何其他尝试使用序列将阻塞，直到整个父事务提交。

IIRC Oracle支持自治事务，但DB / 2直到最近才有，而SQL Server则没有。 我不知道InnoDB是否支持他们，但是Gray和Reuter对他们要实现的难度进行了一些讨论。 在实践中，我猜这很可能不是。 因人而异。