国产数据库与Oracle数据库事务差异分析

数据库中的ACID是事务的基本特性，而在Oracle等数据库迁移到国产数据库国产中，可能因为不同数据库事务处理机制的不同，在迁移后的业务逻辑处理上存在差异。本文简要介绍了事务的ACID属性、事务的隔离级别、回滚机制和超时机制，并总结SAVEPOINT的使用，以总结。

1、数据库中事务基本概念

事务是数据库中的基本逻辑操作单元，由一组不可分割的数据库操作序列组成，这些操作要么全部成功执行，要么全部失败回滚。其核心目的是确保数据的完整性和一致性，尤其在并发操作或系统故障时维护数据库的可靠状态。

1.1 事务基本属性

ACID是事务的基本特性：原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation）和持久性（Durability）。

原子性：事务中的所有操作必须作为一个整体执行，要么全部执行成功、要么全部失败回滚，不允许出现部分成功的情况。在数据库中通常是通过日志记录（如undo log）来实现回滚操作，若事务执行失败，系统跟进日志撤销已执行的操作。
一致性：事务执行前后，数据库必须保持一致性状态。所有数据必须满足预定义的完整性约束（如主键、外键、唯一性约束等）。即使事务失败，数据库也不能破坏这些规则。在数据库中通过一些约束和检查来确保数据库的完整性约束。
隔离性：多个事务并发执行时，每个事务的操作应与其他事务相互隔离，使得每个事务感觉不到其他事务的存在，最终效果应与事务串行执行的结果一致。数据库中通过锁机制（Locking）或多版本并发控制（MVCC）实现，不同的隔离级别提供不同程度的隔离性。
持久性：事务一旦提交，其对数据库的修改就是永久性的，即使系统发生故障（如断电、崩溃），修改也不会丢失。数据库中通过重做日志（Redo Log）实现持久性。提交事务时，对数据的修改首先写入日志，再异步写入数据库文件中。当数据库崩溃恢复时，通过重放日志恢复数据。

以转账交易为例，通过undo日志实现原子性，确保“扣款”和“存款”两个操作要么全部成功，要么全部失败；一致性是确保转账前后，数据库必须满足业务规则（如余额不为负、总额不变）；通过锁机制和MVCC多版本并发控制来实现事务的隔离性，多个并发转账操作互不干扰，结果与串行执行一致；持久性则是一旦转账成功，即使系统崩溃，修改也不会丢失。

BEGIN TRANSACTION;
-- 1. 检查一致性：用户A余额是否足够（一致性）
SELECT balance FROM accounts WHERE user = 'A' FOR UPDATE;
-- 如果余额 < 100，抛出错误并回滚
-- 2. 扣款（原子性）
UPDATE accounts SET balance = balance - 100 WHERE user = 'A';
-- 3. 存款（原子性）
UPDATE accounts SET balance = balance + 100 WHERE user = 'B';
-- 4. 提交（持久性）
COMMIT;

1.2 事务隔离级别

事务隔离级别是数据库事务处理的基础，SQL-92标准定义了4种隔离级别：读未提交(READ UNCOMMITTED)、读已提交(READ COMMITTED)、可重复读(REPEATABLE READ)、串行化(SERIALIZABLE)。详见下表：

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不同的隔离级别有不同的现象，并有不同的锁和并发机制。隔离级别越高，数据库的并发性能就越差。

1.2.1 脏读/不可重复读/幻读现象

1）脏读
A事务读取B事务尚未提交的更改数据，并在这个数据的基础上进行操作，这时候如果事务B回滚，那么A事务读到的数据是不被承认的。

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2）不可重复读
不可重复读是指在同一个事务中，同一个查询在T1时刻读取一行数据，在T2时刻重新读取这一行数据的时候，发现这一行数据已经发生了修改（被更新或者删除）。假如A在取款事务的过程中，B往该账户转账100，A两次读取的余额发生不一致。

3）幻读
幻读是指在同一个事务中，当同一个查询多次执行的时候，由于其它插入操作的事务提交，会导致每次返回不同的结果集。不可重复读和幻读的区别是：前者是指读到了已经提交的事务的更改数据(修改或删除)，后者是指读到了其他已经提交事务的新增数据。

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1.2.2 行锁模式

Share：lock owner和任何并发程序可以read但是不能change locked page或row，并发程序可能获得S-lock、U-lock，也可能没有lock就进行读操作
Update：lock owner可read但是不能change locked page或row，但是owner可以将U-lock升级为X-lock这样就可以修改page或row
- 升级为X-lock这个过程可能会引起其它S-lock的并发进程暂停在那
- 当lock owner读数据的时候并决定是否需要修改它的时候，U-lock会减少deadlocks的几率
Exclusive：只有lock owner才能read或change locked page或row，并发程序只有当程序处于UNCOMMITTED read isolation的时候才能访问数据
Lock mode compatibility，见下表

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比如说User A对page hold住S-lock，如果User B想对page请求X-lock，则User A的lockmode会拒绝User B的请求。

1.2.3 隔离级别

1）读未提交（Read Uncommitted）
读未提交，就是一个事务可以读取另一个未提交事务的数据，也称为脏读。在读数据时候不加锁，写数据时候加行级别的共享锁，提交时释放锁。行级别的共享锁，不会对读产生影响，但是可以防止两个同时的写操作

2）读已提交隔离级别（Read Committed）
读提交，就是一个事务要等另一个事务提交后才能读取它的数据，否则是读取不到另外一个事务的更改的数据。
事务读取数据（读到数据的时候）加行级共享S锁，读完释放；事务写数据时候（写操作发生的瞬间）加行级独占X锁，事务结束释放。由于事务写操作加上独占X锁，因此事务写操作时，读操作也不能进行，因此，不能读到事务的未提交数据，避免了脏读的问题。但是由于，读操作的锁加在读上面，而不是加在事务之上，所以，在同一事务的两次读操作之间可以插入其他事务的写操作，所以可能发生不可重复读的问题。

3）可重复读隔离级别（Repeatable Read）
当事务隔离级别为可重复读时，只能读到该事务启动时已经提交的其他事务修改的数据，未提交的数据或在事务启动后其他事务提交的数据是不可见的。对于本事务而言，事务语句可以看到之前的语句做出的修改。
事务读取数据在读操作开始的瞬间就加上行级共享S锁，而且在事务结束的时候才释放。但是，由于加的是行级别的锁，仍然可能发生幻读的问题。

4）序列化（Serialization）
最严格的隔离级别，强制事务串行执行，使之不可能冲突，从而解决幻读的问题，资源消耗最大。在读操作时，加表级共享锁，事务结束时释放；写操作时候，加表级独占锁，事务结束时释放。在这个级别，可能会导致大量的锁超时和锁竞争现象，实际上也很少用到。

1.2.4 不同数据库隔离级别

不同数据库支持的隔离级别也不同

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Oracle数据库支持读已提交和序列化，默认隔离级别为Read Committed，通过通过多版本并发控制（MVCC）避免脏读，但存在不可重复读和幻读。
MySQL数据库支持四种隔离级别，默认为可重复读，通过MVCC和间隙锁来减少幻读问题。
MySQL数据库支持四种隔离级别，默认为Read Committed
OceanBase（for Oracle）模式支持读已提交和序列化，默认为Read Committed
TiDB支持读已提交、可重复读和序列化，默认为Repeatable Read，其实在TiDB中实现是快照隔离，类似可重复读；
GoldenDB兼容MySQL的隔离机制，支持4种隔离级别，但是默认的级别是Read Committed，也是并发和一致性平衡的结果；
GaussDB支持Read Committed和Repeatable Read，默认隔离级别是Read Committed

1.3 事务回滚机制

事务的原子性要求事务要么全部执行成功、要么全部执行失败回滚，但是对于Oracle数据库支持语句级的原子性，也就是一个事务中单个语句执行失败，则只会回滚该语句执行的操作，不会导致在当前事务中丢失之前的任何工作。如果需要回滚整个事务，需要处理错误并且主动调用ROLLBACK。这种语句级的回滚对于处理一些长时间运行的批处理任务有用，逻辑上希望能够处理错误，不需要回滚已经完成的所有操作。

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不过从Oracle数据库迁移到国产数据库中，大部分数据库在事务的回滚机制上并不支持语句级别的，因此需要通过采用SAVEPOINT保存点的方式。使用savepoint虽然可以解决语句级别功能上的需求，但是不合理的使用可能引发其它问题。

1.4 事务超时机制

数据库中事务会设置不同的超时机制，防止因为出现等锁而出现无限等待，超过这个时间后会出现等锁超时，事务会回滚。

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Oracle数据库：默认不会主动终止因行锁等待而阻塞的事务，事务会无限期等待锁释放，需由应用层处理或手动终止，行锁在事务提交或回滚是自动释放；事务默认也无超时设置，但是可以限制会话的空闲时间，超过时间后会断开链接。
MySQL数据库：通过 innodb_lock_wait_timeout 控制，默认为50秒。当事务等待锁超过此时间时，会抛出错误；事务中无默认超时时间，但是连接的空闲超时设置wait_timeout，默认8小时。
PostgreSQL：通过pg_lock_timeout设置行锁等待超时时间，默认为0无限等待；事务中设置statement_timeout 控制单条SQL执行时间，默认无限制。
TiDB：兼容MySQL行锁等待设置；如果是悲观事务，默认TTL（Time-To-Live）为 1小时，超时后自动回滚，另外通过tidb_idle_transaction_timeout 控制空闲事务。
OceanBase：MySQL模式下兼容MySQL设置；事务中通过 ob_query_timeout 控制事务单条语句执行时间，默认1800s
GoldenDB：兼容MySQL设置
GaussDB：参数lockwait_timeout控制单个锁的最长等待时间，当申请的锁等待时间超过设定值时，系统会报错，默认为20min；通过通过 statement_timeout 控制单个语句执行时长，默认0表示不控制。

1.5 如何使用SAVEPOINT

前文提到Oracle数据库中支持语句级别的回滚，在迁移到国产数据库后，为了兼容Oracle数据库这个特性，很多数据库支持savepoint机制。SAVEPOINT 是事务中的一个逻辑标记点，用于标识事务执行到某个特定位置的状态。通过ROLLBACK TO SAVEPOINT可以回滚到该标记点，撤销该点之后的所有操作，但保留该点之前的操作。SAVEPOINT可以提供细粒度的事务控制，避免因整个事务回滚导致的数据丢失。对于一些复杂或长时间运行的事务中，可以分阶段提交或回滚操作。

BEGININSERT INTO orders (id, amount) VALUES (1, 100);SAVEPOINT sp1;  -- 设置保存点sp1UPDATE inventory SET stock = stock - 1 WHERE product_id = 101;SAVEPOINT sp2;  -- 设置保存点sp2-- 假设此处发生错误ROLLBACK TO sp1;  -- 回滚到sp1，撤销UPDATE操作COMMIT;           -- 提交事务（仅保留INSERT操作）
END;

但是在一个长事务中不规范的使用SAVEPOINT可能会导致实例内存上涨、事务执行时间异常的问题。比如在Oracle数据库中的一个游标查询语句，每1K笔执行一次，迁移到GaussDB之后，URL串中指定了autosave参数，这样在每次游标访问时候都会执行一次SAVEPOINT动作，原来几分钟的任务可能几个小时都执行不完，出现很多SAVEPOINT等待事件，并且数据库实例的内存逐渐上涨。

那么对于一些复杂的业务场景，如何合理的使用SAVEPOINT？