fix ch7-transaction: serializability

ch7.md

@@ -480,14 +480,14 @@ UPDATE wiki_pages SET content = '新内容'
 
 #### 写偏差的特征
 
-这种异常称为 **写偏差**【28】。它既不是 **脏写**，也不是 **丢失更新**，因为这两个事务正在更新两个不同的对象（Alice 和 Bob 各自的待命记录）。在这里发生的冲突并不是那么明显，但是这显然是一个竞争条件：如果两个事务一个接一个地运行，那么第二个医生就不能歇班了。异常行为只有在事务并发进行时才有可能。
+这种异常称为 **写偏差**【28】。它既不是 **脏写**，也不是 **丢失更新**，因为这两个事务正在更新两个不同的对象（Alice 和 Bob 各自的待命记录）。在这里发生的冲突并不是那么明显，但是这显然是一个竞争条件：如果两个事务一个接一个地运行，那么第二个医生就不能歇班了。异常行为只有在事务并发进行时才有可能发生。
 
 可以将写入偏差视为丢失更新问题的一般化。如果两个事务读取相同的对象，然后更新其中一些对象（不同的事务可能更新不同的对象），则可能发生写入偏差。在多个事务更新同一个对象的特殊情况下，就会发生脏写或丢失更新（取决于时序）。
 
 我们已经看到，有各种不同的方法来防止丢失的更新。但对于写偏差，我们的选择更受限制：
 
 * 由于涉及多个对象，单对象的原子操作不起作用。
-* 不幸的是，在一些快照隔离的实现中，自动检测丢失更新对此并没有帮助。在 PostgreSQL 的可重复读，MySQL/InnoDB 的可重复读，Oracle 可串行化或 SQL Server 的快照隔离级别中，都不会自动检测写入偏差【23】。自动防止写入偏差需要真正的可串行化隔离（请参阅 “[可串行化](#可串行化)”）。
+* 不幸的是，在一些快照隔离的实现中，自动检测丢失更新对此没有帮助。在 PostgreSQL 的可重复读，MySQL/InnoDB 的可重复读，Oracle 可串行化或 SQL Server 的快照隔离级别中，都不会自动检测写入偏差【23】。自动防止写入偏差需要真正的可串行化隔离（请参阅 “[可串行化](#可串行化)”）。
 * 某些数据库允许配置约束，然后由数据库强制执行（例如，唯一性，外键约束或特定值限制）。但是为了指定至少有一名医生必须在线，需要一个涉及多个对象的约束。大多数数据库没有内置对这种约束的支持，但是你可以使用触发器，或者物化视图来实现它们，这取决于不同的数据库【42】。
 * 如果无法使用可串行化的隔离级别，则此情况下的次优选项可能是显式锁定事务所依赖的行。在例子中，你可以写下如下的代码：
 
@@ -509,7 +509,7 @@ COMMIT;
 
 #### 写偏差的更多例子
 
-写偏差乍看像是一个深奥的问题，但一旦意识到这一点，很容易会注意到更多可能的情况。以下是一些例子：
+写偏差乍看像是一个深奥的问题，但一旦意识到这一点，很容易会注意到它可能发生在更多场景下。以下是一些例子：
 
 * 会议室预订系统
 
@@ -538,7 +538,7 @@ COMMIT;
 
 * 多人游戏
 
-  在 [例 7-1]() 中，我们使用一个锁来防止丢失更新（也就是确保两个玩家不能同时移动同一个棋子）。但是锁定并不妨碍玩家将两个不同的棋子移动到棋盘上的相同位置，或者采取其他违反游戏规则的行为。按照你正在执行的规则类型，也许可以使用唯一约束（unique constraint），否则你很容易发生写入偏差。
+  在 [例 7-1]() 中，我们使用一个锁来防止丢失更新（也就是确保两个玩家不能同时移动同一个棋子）。但是锁定并不妨碍玩家将两个不同的棋子移动到棋盘上的相同位置，或者采取其他违反游戏规则的行为。取决于你正在执行的规则类型，也许可以使用唯一约束（unique constraint），否则你很容易发生写入偏差。
 
 * 抢注用户名
 
@@ -546,7 +546,7 @@ COMMIT;
 
 * 防止双重开支
 
-  允许用户花钱或积分的服务，需要检查用户的支付数额不超过其余额。可以通过在用户的帐户中插入一个试探性的消费项目来实现这一点，列出帐户中的所有项目，并检查总和是否为正值【44】。有了写入偏差，可能会发生两个支出项目同时插入，一起导致余额变为负值，但这两个事务都不会注意到另一个。
+  允许用户花钱或使用积分的服务，需要检查用户的支付数额不超过其余额。可以通过在用户的帐户中插入一个试探性的消费项目来实现这一点，列出帐户中的所有项目，并检查总和是否为正值【44】。在写入偏差场景下，可能会发生两个支出项目同时插入，一起导致余额变为负值，但这两个事务都不会注意到另一个。
 
 #### 导致写入偏差的幻读
 
@@ -574,7 +574,7 @@ COMMIT;
 
 现在，要创建预订的事务可以锁定（`SELECT FOR UPDATE`）表中与所需房间和时间段对应的行。在获得锁定之后，它可以检查重叠的预订并像以前一样插入新的预订。请注意，这个表并不是用来存储预订相关的信息 —— 它完全就是一组锁，用于防止同时修改同一房间和时间范围内的预订。
 
-这种方法被称为 **物化冲突（materializing conflicts）**，因为它将幻读变为数据库中一组具体行上的锁冲突【11】。不幸的是，弄清楚如何物化冲突可能很难，也很容易出错，而让并发控制机制泄漏到应用数据模型是很丑陋的做法。出于这些原因，如果没有其他办法可以实现，物化冲突应被视为最后的手段。在大多数情况下。**可串行化（Serializable）** 的隔离级别是更可取的。
+这种方法被称为 **物化冲突（materializing conflict）**，因为它将幻读变为数据库中一组具体行上的锁冲突【11】。不幸的是，弄清楚如何物化冲突可能很难，也很容易出错，并且让并发控制机制泄漏到应用数据模型是很丑陋的做法。出于这些原因，如果没有其他办法可以实现，物化冲突应被视为最后的手段。在大多数情况下。**可串行化（Serializable）** 的隔离级别是更可取的。
 
 
 ## 可串行化
@@ -608,7 +608,7 @@ COMMIT;
 - 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。（请参阅 “[在内存中存储一切](ch3.md#在内存中存储一切)”）。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（请参阅 “[事务处理还是分析？](ch3.md#事务处理还是分析？)”）。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【46,47,48】。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，需要与传统形式的事务不同的结构。
+串行执行事务的方法在 VoltDB/H-Store，Redis 和 Datomic 中实现【46,47,48】。设计用于单线程执行的系统有时可以比支持并发的系统性能更好，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，需要与传统形式的事务不同的结构。
 
 #### 在存储过程中封装事务
 
@@ -648,7 +648,7 @@ VoltDB 还使用存储过程进行复制：但不是将事务的写入结果从
 
 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【49】。
+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吞吐量【49】。
 
 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，但是具有多个次级索引的数据可能需要大量的跨分区协调（请参阅 “[分区与次级索引](ch6.md#分区与次级索引)”）。
 
@@ -740,7 +740,7 @@ WHERE room_id = 123 AND
 - 假设你的索引位于 `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。
+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。
 
@@ -753,7 +753,7 @@ WHERE room_id = 123 AND
 
 也许不是：一个称为 **可串行化快照隔离（SSI, serializable snapshot isolation）** 的算法是非常有前途的。它提供了完整的可串行化隔离级别，但与快照隔离相比只有很小的性能损失。 SSI 是相当新的：它在 2008 年首次被描述【40】，并且是 Michael Cahill 的博士论文【51】的主题。
 
-今天，SSI 既用于单节点数据库（PostgreSQL9.1 以后的可串行化隔离级别）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。
+今天，SSI 既用于单节点数据库（PostgreSQL9.1 以后的可串行化隔离级别），也用于分布式数据库（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
 
@@ -765,7 +765,7 @@ WHERE room_id = 123 AND
 
 乐观并发控制是一个古老的想法【52】，其优点和缺点已经争论了很长时间【53】。如果存在很多 **争用**（contention，即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。
+但是，如果有足够的空闲容量，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性能要好。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不会有冲突。
 
 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（请参阅 “[快照隔离和可重复读取](#快照隔离和可重复读)”）。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串行化冲突，并确定要中止哪些事务。
 
@@ -804,7 +804,7 @@ WHERE room_id = 123 AND
 
 在两阶段锁定的上下文中，我们讨论了索引范围锁（请参阅 “[索引范围锁](#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 [图 7-11](img/fig7-11.png) 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），并且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。
+在 [图 7-11](img/fig7-11.png) 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），并且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直到其他读事务完成，而是像警戒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。
 
@@ -816,9 +816,9 @@ WHERE room_id = 123 AND
 
 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串行化的。 PostgreSQL 使用这个理论来减少不必要的中止次数【11,41】。
 
-与两阶段锁定相比，可串行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。
+与两阶段锁定相比，可串行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，波动更少。特别是，只读查询可以运行在一致快照上，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，可串行化快照隔离并不局限于单个 CPU 核的吞吐量：FoundationDB 将检测到的串行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串行化隔离等级的同时读写多个分区中的数据【54】。
+与串行执行相比，可串行化快照隔离并不局限于单个 CPU 核的吞吐量：FoundationDB 将串行化冲突的检测分布在多台机器上，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串行化隔离等级的同时读写多个分区中的数据【54】。
 
 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（只读的长事务可能没问题）。对于慢事务，SSI 可能比两阶段锁定或串行执行更不敏感。
 
@@ -871,7 +871,7 @@ WHERE room_id = 123 AND
 
   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，如果执行不可串行化，事务就会被中止。
 
-本章中的示例主要是在关系数据模型的上下文中。但是，正如在讨论中，无论使用哪种数据模型，如 “**[多对象事务的需求](#多对象事务的需求)**” 中所讨论的，事务都是有价值的数据库功能。
+本章中的示例主要是在关系数据模型的上下文中。但是，正如 “**[多对象事务的需求](#多对象事务的需求)**” 中所讨论的，无论使用哪种数据模型，事务都是有价值的数据库功能。
 
 本章主要是在单机数据库的上下文中，探讨了各种想法和算法。分布式数据库中的事务，则引入了一系列新的困难挑战，我们将在接下来的两章中讨论。