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1、数据库系统概论数据库系统概论AnIntroductiontoDatabaseSystem第十一章第十一章 并发控制并发控制An Introduction to Database System问题的产生问题的产生v多用户数据库系统的存在允许多个用户同时使用的数据库系统n飞机定票数据库系统n银行数据库系统特点：在同一时刻并发运行的事务数可达数百个An Introduction to Database System问题的产生（续）问题的产生（续）v不同的多事务执行方式(1)事务串行执行每个时刻只有一个事务运行，其他事务必须等到这个事务结束以后方能运行不能充分利用系统资源，发挥数据库共享资源的特点T1
2、T2T3事务的串行执行方式An Introduction to Database System问题的产生（续）问题的产生（续）(2)交叉并发方式（InterleavedConcurrency）在单处理机系统中，事务的并行执行是这些并行事务的并行操作轮流交叉运行单处理机系统中的并行事务并没有真正地并行运行，但能够减少处理机的空闲时间，提高系统的效率An Introduction to Database System问题的产生（续）问题的产生（续）事务的交叉并发执行方式An Introduction to Database System问题的产生（续）问题的产生（续）(3)同时并发方式（simul
3、taneousconcurrency）多处理机系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行An Introduction to Database System问题的产生（续）问题的产生（续）v事务并发执行带来的问题会产生多个事务同时存取同一数据的情况可能会存取和存储不正确的数据，破坏事务一致性和数据库的一致性vDBMS必须提供并发控制机制v并发控制机制是衡量一个DBMS性能的重要标志之一An Introduction to Database System第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 封锁封锁11.
4、3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 小结小结An Introduction to Database System11.1 并发控制概述并发控制概述v并发控制机制的任务对并发操作进行正确调度保证事务的隔离性保证数据库的一致性An Introduction to Database SystemT1的修改被的修改被T2覆盖了！覆盖了！并发控制概述（续）并发控制概述（续）并发操作带来数据的不一致性实例并发操作带来数据的不一致性实例例1飞机订票系统中的一个活动序列甲售票点(甲事务)读出某航班的机票余额
5、A，设A=16；乙售票点(乙事务)读出同一航班的机票余额A，也为16；甲售票点卖出一张机票，修改余额AA-1，所以A为15，把A写回数据库；乙售票点卖出三张机票，修改余额AA-1，所以A为15，把A写回数据库n结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少1An Introduction to Database System并发控制概述（续）并发控制概述（续）v这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起的。v在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机的。v若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。原因：第4步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务的修改An Introducti
6、on to Database System并发控制概述（续）并发控制概述（续）v并发操作带来的数据不一致性丢失修改（LostUpdate）不可重复读（Non-repeatableRead）读“脏”数据（DirtyRead）v记号R(x):读数据xW(x):写数据xAn Introduction to Database System1.丢失修改丢失修改v丢失修改是指两个事务T1和T2从数据库中读入同一数据并修改，事务T2的提交结果破坏了事务T1提交的结果，导致T1的修改被丢失。v上面飞机订票例子就属此类An Introduction to Database System丢失修改（续）丢失修改（续
7、）T1T2R(A)=16R(A)=16AA-1W(A)=15AA-3W(A)=13丢失修改T1的修改被的修改被T2覆盖了！覆盖了！An Introduction to Database System2.不可重复读不可重复读v不可重复读是指事务T1读取数据后，事务T2执行更新操作，使T1无法再现前一次读取结果。An Introduction to Database System不可重复读（续）不可重复读（续）v事务1读取某一数据后：v1。事务2对其做了修改，当事务1再次读该数据时，得到与前一次不同的值。v2.事务2删除了其中部分记录，当事务1再次读取数据时，发现某些记录神密地消失了。v3.事务2
8、插入了一些记录，当事务1再次按相同条件读取数据时，发现多了一些记录。后两种不可重复读有时也称为幻影现象（phantomrow）An Introduction to Database System不可重复读（续）不可重复读（续）nT1读取B=100进行运算nT2读取同一数据B，对其进行修改后将B=200写回数据库。nT1为了对读取值校对重读B，B已为200，与第一次读取值不一致T1T2R(A)=50R(B)=100求和=150R(B)=100BB*2(B)=200R(A)=50R(B)=200和=250(验算不对)不可重复读例如：An Introduction to Database Syste
9、m3.读读“脏脏”数据数据读“脏”数据是指：n事务T1修改某一数据，并将其写回磁盘n事务T2读取同一数据后，T1由于某种原因被撤销n这时T1已修改过的数据恢复原值，T2读到的数据就与数据库中的数据不一致nT2读到的数据就为“脏”数据，即不正确的数据An Introduction to Database System读读“脏脏”数据（续）数据（续）T1T2R(C)=100CC*2W(C)=200R(C)=200ROLLBACKC恢复为100例如例如读“脏”数据nT1将C值修改为200，T2读到C为200nT1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100n这时T2读到的C为200，与数据库内容不
10、一致，就是“脏”数据An Introduction to Database System并发控制概述（续）并发控制概述（续）v数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性v并发控制就是要用正确的方式调度并发操作，使一个用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免造成数据的不一致性An Introduction to Database System并发控制概述（续）并发控制概述（续）v并发控制的主要技术有封锁(Locking)时间戳(Timestamp)乐观控制法v商用的DBMS一般都采用封锁方法An Introduction to Database System第十一章第十一章 并发控制并发控制
11、11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 封锁封锁11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 小结小结An Introduction to Database System11.2 封锁封锁v什么是封锁v基本封锁类型v锁的相容矩阵An Introduction to Database System什么是封锁什么是封锁v封锁就是事务T在对某个数据对象（例如表、记录等）操作之前，先向系统发出请求，对其加锁v加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数据对
12、象。An Introduction to Database System基本封锁类型基本封锁类型v一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制由封锁的类型决定。v基本封锁类型排它锁（ExclusiveLocks，简记为X锁）共享锁（ShareLocks，简记为S锁）An Introduction to Database System排它锁排它锁v排它锁又称为写锁v若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁v保证其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改AAn Introduction to Database Syste
13、m共享锁共享锁v共享锁又称为读锁v若事务T对数据对象A加上S锁，则其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁v保证其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改An Introduction to Database System锁的相容矩阵锁的相容矩阵Y=Yes，相容的请求，相容的请求N=No，不相容的请求，不相容的请求T2T1XS-XNNYSNYY-YYYAn Introduction to Database System锁的相容矩阵（续）锁的相容矩阵（续）在锁的相容矩阵中：v最左边一列表示事务T1已经获得的数据对象上的锁的类型，其中横线表示没有加锁。v最上面
14、一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。vT2的封锁请求能否被满足用矩阵中的Y和N表示Y表示事务T2的封锁要求与T1已持有的锁相容，封锁请求可以满足N表示T2的封锁请求与T1已持有的锁冲突，T2的请求被拒绝An Introduction to Database System续：续：封锁协议封锁协议v在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则：封锁协议（LockingProtocol）何时申请X锁或S锁持锁时间、何时释放v不同的封锁协议，在不同的程度上为并发操作的正确调度提供一定的保证v常用的封锁协议：三级封锁协议An Introduction to Database Syst
15、em1级封锁协议级封锁协议v事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事务结束才释放正常结束（COMMIT）非正常结束（ROLLBACK）v1级封锁协议可防止丢失修改v在1级封锁协议中，如果是读数据，不需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。An Introduction to Database System1级封锁协议级封锁协议T1T2XlockA获得读A=16AA-1写回A=15CommitUnlockAXlockA等待等待等待等待获得XlockA读A=15AA-1写回A=14CommitUnlockA没有丢失修改没有丢失修改n事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁n当T2再
16、请求对A加X锁时被拒绝nT2只能等待T1释放A上的锁后T2获得对A的X锁n这时T2读到的A已经是T1更新过的值15nT2按此新的A值进行运算，并将结果值A=14送回到磁盘。避免了丢失T1的更新。An Introduction to Database System1级封锁协议级封锁协议读A=15XlockA获得读A=16AA-1写回A=15RollbackUnlockAT2T1读读“脏脏”数据数据An Introduction to Database System1级封锁协议级封锁协议XlockB获得读B=100BB*2写回B=200CommitUnlockB读A=50读B=100求和=150读
17、A=50读B=200求和=250(验算不对)T2T1不可重复读不可重复读An Introduction to Database System 2级封锁协议级封锁协议v1级封锁协议+事务T在读取数据R前必须先加S锁，读完后即可释放S锁v2级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。v在2级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。An Introduction to Database System2级封锁协议级封锁协议不可重复读不可重复读SclockA获得读A=50UnlockASclockB获得读B=100UnlockB求和=150XlockB等待等待获得XlockB读B=
18、100BB*2写回B=200CommitUnlockBT2T1SclockA获得读A=50UnlockASclockB获得读B=200UnlockB求和=250(验算不对)T2T1(续)An Introduction to Database System 3级封锁协议级封锁协议v1级封锁协议+事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放v3级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。An Introduction to Database System3级封锁协议级封锁协议T1T2SlockA读A=50SlockB读B=100求和=150读A=50读B=100求和=150Com
19、mitUnlockAUnlockBXlockB等待等待等待等待等待等待等待等待获得XlockB读B=100BB*2写回B=200CommitUnlockB可重复读可重复读n事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁n其他事务只能再对A，B加S锁，而不能加X锁，即其他事务只能读A，B，而不能修改n当T2为修改B而申请对B的X锁时被拒绝只能等待T1释放B上的锁nT1为验算再读A，B，这时读出的B仍是100，求和结果仍为150，即可重复读nT1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁An Introduction to Database System3级封锁协议级封锁协议T1T2XlockC读C
20、=100CC*2写回C=200ROLLBACK(C恢复为100)UnlockCSlockC等待等待等待等待获得SlockC读C=100CommitCUnlockC不读不读“脏脏”数据数据n事务T1在对C进行修改之前，先对C加X锁，修改其值后写回磁盘nT2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待nT1因某种原因被撤销，C恢复为原值100nT1释放C上的X锁后T2获得C上的S锁，读C=100。避免了T2读“脏”数据An Introduction to Database System4封锁协议小结封锁协议小结v三级协议的主要区别什么操作需要申请封锁何时释放锁（即持锁时间）An Intr
21、oduction to Database System封锁协议小结封锁协议小结(续续)An Introduction to Database System使用封锁机制解决读使用封锁机制解决读“脏脏”数据问题数据问题T1T2XlockCR(C)=100CC*2W(C)=200SlockC等待ROLLBACK等待(C恢复为100)等待UnlockC等待获得SlockCR(C)=100CommitCUnlockC例例n事务T1在对C进行修改之前，先对C加X锁，修改其值后写回磁盘nT2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待nT1因某种原因被撤销，C恢复为原值100nT1释放C上的X锁后
22、T2获得C上的S锁，读C=100。避免了T2读“脏”数据不读不读“脏脏”数据数据An Introduction to Database System第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 封锁封锁11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 小结小结An Introduction to Database System11.3 活锁和死锁活锁和死锁v封锁技术可以有效地解决并行操作的一致性问题，但也带来一些新的问题死锁活锁An Introduction to D
23、atabase System11.3.1 活锁活锁v事务T1封锁了数据Rv事务T2又请求封锁R，于是T2等待。vT3也请求封锁R，当T1释放了R上的封锁之后系统首先批准了T3的请求，T2仍然等待。vT4又请求封锁R，当T3释放了R上的封锁之后系统又批准了T4的请求vT2有可能永远等待，这就是活锁的情形An Introduction to Database System活锁（续）活锁（续）活活锁锁An Introduction to Database System如何避免活锁（续）如何避免活锁（续）v采用先来先服务的策略当多个事务请求封锁同一数据对象时按请求封锁的先后次序对这些事务排队该数据对象
24、上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁An Introduction to Database System11.3.2 死锁死锁v事务T1封锁了数据R1vT2封锁了数据R2vT1又请求封锁R2，因T2已封锁了R2，于是T1等待T2释放R2上的锁v接着T2又申请封锁R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁v这样T1在等待T2，而T2又在等待T1，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁An Introduction to Database System死锁（续）死锁（续）T1T2lockR1LockR2LockR2.等待等待LockR1等待等待等待等待死锁An In
25、troduction to Database System解决死锁的方法解决死锁的方法两类方法1.预防死锁2.死锁的诊断与解除An Introduction to Database System1.死锁的预防死锁的预防v产生死锁的原因是两个或多个事务都已封锁了一些数据对象，然后又都请求对已为其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。v预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件An Introduction to Database System死锁的预防（续）死锁的预防（续）预防死锁的方法v一次封锁法v顺序封锁法An Introduction to Database System(1)一次封锁法一
26、次封锁法v要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行v存在的问题降低系统并发度扩大封锁范围将以后要用到的全部数据加锁，势必扩大了封锁的范围，从而降低了系统的并发度An Introduction to Database System(1)一次封锁法一次封锁法v难于事先精确确定封锁对象数据库中数据是不断变化的，原来不要求封锁的数据，在执行过程中可能会变成封锁对象，所以很难事先精确地确定每个事务所要封锁的数据对象解决方法：将事务在执行过程中可能要封锁的数据对象全部加锁，这就进一步降低了并发度。An Introduction to Database System(2)顺序封锁法
27、顺序封锁法v顺序封锁法是预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按这个顺序实行封锁。v顺序封锁法存在的问题维护成本数据库系统中可封锁的数据对象极其众多，并且随数据的插入、删除等操作而不断地变化，要维护这样极多而且变化的资源的封锁顺序非常困难，成本很高An Introduction to Database System(2)顺序封锁法顺序封锁法难于实现事务的封锁请求可以随着事务的执行而动态地决定，很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象，因此也就很难按规定的顺序去施加封锁。例：规定数据对象的封锁顺序为A,B,C,D,E。事务T3起初要求封锁数据对象B,C,E，但当它封锁了B,C后，才发现还需要封锁
28、A，这样就破坏了封锁顺序.An Introduction to Database System死锁的预防（续）死锁的预防（续）v结论在操作系统中广为采用的预防死锁的策略并不很适合数据库的特点DBMS在解决死锁的问题上更普遍采用的是诊断并解除死锁的方法An Introduction to Database System死锁的预防（续）死锁的预防（续）v允许死锁发生v解除死锁由DBMS的并发控制子系统定期检测系统中是否存在死锁一旦检测到死锁，就要设法解除An Introduction to Database System2.死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除v死锁的诊断n超时法n事务等待图法An I
29、ntroduction to Database System(1)超时法超时法v如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁v优点：实现简单v缺点有可能误判死锁时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现An Introduction to Database System(2)等待图法等待图法v用事务等待图动态反映所有事务的等待情况事务等待图是一个有向图G=(T，U)T为结点的集合，每个结点表示正运行的事务U为边的集合，每条边表示事务等待的情况若T1等待T2，则T1，T2之间划一条有向边，从T1指向T2An Introduction to Database System等待图法（续）等
30、待图法（续）事务等待图n图(a)中，事务T1等待T2，T2等待T1，产生了死锁n图(b)中，事务T1等待T2，T2等待T3，T3等待T4，T4又等待T1，产生了死锁n图(b)中，事务T3可能还等待T2，在大回路中又有小的回路An Introduction to Database System等待图法（续）等待图法（续）v并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务等待图，检测事务。如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。An Introduction to Database System死锁的诊断与解除（续）死锁的诊断与解除（续）v解除死锁选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消释放此
31、事务持有的所有的锁，使其它事务能继续运行下去An Introduction to Database System第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 封锁封锁11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 小结小结An Introduction to Database System11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性vDBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果一、什么样的并发操作调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的An Introd
32、uction to Database System一、什么样的并发操作调度是正确的一、什么样的并发操作调度是正确的v计算机系统对并行事务中并行操作的调度是的随机的，而不同的调度可能会产生不同的结果。v将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的调度策略。如果一个事务运行过程中没有其他事务在同时运行，也就是说它没有受到其他事务的干扰，那么就可以认为该事务的运行结果是正常的或者预想的An Introduction to Database System一、什么样的并发操作调度是正确的一、什么样的并发操作调度是正确的v以不同的顺序串行执行事务也有可能会产生不同的结果，但由于不会将数据库置于不一致状态，所以
33、都可以认为是正确的。v几个事务的并行执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行地执行它们时的结果相同。这种并行调度策略称为可串行化（Serializable）的调度。An Introduction to Database System11.4.1 可串行化调度可串行化调度v可串行性是并行事务正确性的唯一准则v可串行化(Serializable)调度n多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行地执行这些事务时的结果相同v可串行性(Serializability)是并发事务正确调度的准则一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认为是正确调度An Introduction t
34、o Database System可串行化调度（续）可串行化调度（续）例现在有两个事务，分别包含下列操作：事务T1：读B；A=B+1；写回A事务T2：读A；B=A+1；写回B假设A的初值为2，B的初值为2。现给出对这两个事务不同的调度策略An Introduction to Database System可串行化调度（续）可串行化调度（续）对这两个事务的不同调度策略串行执行串行调度策略1串行调度策略2交错执行不可串行化的调度可串行化的调度An Introduction to Database System串行化调度串行化调度,正确的调度正确的调度T1T2SlockBY=R(B)=2Unlock
35、BXlockAA=Y+1=3W(A)UnlockASlockAX=R(A)=3UnlockAXlockBB=X+1=4W(B)UnlockB串行调度(a)n假设A、B的初值均为2。n按T1T2次序执行结果为A=3，B=4n串行调度策略,正确的调度An Introduction to Database System串行化调度串行化调度,正确的调度正确的调度T1T2SlockAX=R(A)=2UnlockAXlockBB=X+1=3W(B)UnlockBSlockBY=R(B)=3UnlockBXlockAA=Y+1=4W(A)UnlockA串行调度(b)n假设A、B的初值均为2。nT2T1次序执
36、行结果为B=3，A=4n串行调度策略,正确的调度An Introduction to Database System不可串行化调度，错误的调度不可串行化调度，错误的调度T1T2SlockBY=R(B)=2SlockAX=R(A)=2UnlockBUnlockAXlockAA=Y+1=3W(A)XlockBB=X+1=3W(B)UnlockAUnlockB不可串行化的调度n执行结果与(a)、(b)的结果都不同n是错误的调度An Introduction to Database System可串行化调度，正确的调度可串行化调度，正确的调度T1T2SlockBY=R(B)=2UnlockBXlock
37、ASlockAA=Y+1=3等待W(A)等待UnlockA等待X=R(A)=3UnlockAXlockBB=X+1=4W(B)UnlockB可串行化的调度n执行结果与串行调度(a)的执行结果相同n是正确的调度An Introduction to Database System11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性vDBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果一、什么样的并发操作调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的An Introduction to Database System二、如何保证并发操作的调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的v为了保证并行操作的正确性
38、，DBMS的并行控制机制必须提供一定的手段来保证调度是可串行化的。v从理论上讲，在某一事务执行时禁止其他事务执行的调度策略一定是可串行化的调度，这也是最简单的调度策略，但这种方法实际上是不可行的，因为它使用户不能充分共享数据库资源。An Introduction to Database System如何保证并发操作的调度是正确的（续）如何保证并发操作的调度是正确的（续）v保证并发操作调度正确性的方法封锁方法：两段锁（Two-PhaseLocking，简称2PL）协议时标方法乐观方法An Introduction to Database System11.4.2 冲突可串行化调度冲突可串行化调度
39、v可串行化调度的充分条件充分条件一个调度Sc在保证冲突操作冲突操作的次序不变的情况下，通过交换两个事务不冲突操作的次序得到另一个调度Sc，如果Sc是串行的，称调度Sc为冲突可串行化的调度一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度An Introduction to Database System冲突可串行化调度（续）冲突可串行化调度（续）冲突操作冲突操作v冲突操作是指不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作Ri(x)与Wj(x)/*事务Ti读x，Tj写x*/Wi(x)与Wj(x)/*事务Ti写x，Tj写x*/v其他操作是不冲突操作v不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交换(Swap)
40、An Introduction to Database System冲突可串行化调度（续）冲突可串行化调度（续）例今有调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)把w2(A)与r1(B)w1(B)交换，得到：r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)再把r2(A)与r1(B)w1(B)交换：Sc2r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)Sc2等价于一个串行调度T1，T2，Sc1冲突可串行化的调度An Introduction to Database System冲突可串
41、行化调度（续）冲突可串行化调度（续）v冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件，不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。例有3个事务T1=W1(Y)W1(X)，T2=W2(Y)W2(X)，T3=W3(X)调度L1=W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X)W3(X)是一个串行调度。调度L2=W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X)不满足冲突可串行化。但是调度L2是可串行化的，因为L2执行的结果与调度L1相同，Y的值都等于T2的值，X的值都等于T3的值An Introduction to Database System第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 并发控制概
42、述并发控制概述11.2 封锁封锁11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 小结小结An Introduction to Database System11.5 两段锁协议两段锁协议v封锁协议运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则何时申请封锁持锁时间何时释放封锁等v两段封锁协议(Two-PhaseLocking，简称2PL)是最常用的一种封锁协议，理论上证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协
43、议（续）v两段锁协议指所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁n在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数据的封锁n在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）v“两段”锁的含义事务分为两个阶段第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是不能释放任何锁第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能再申请任何锁An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）
44、例事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是：SlockASlockBXlockCUnlockBUnlockAUnlockC；|扩展阶段|收缩阶段|事务Tj不遵守两段锁协议，其封锁序列是：SlockAUnlockASlockBXlockCUnlockCUnlockB；An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）事务T1事务T2Slock(A)R(A=260)Slock(C)R(C=300)Xlock(A)W(A=160)Xlock(C)W(C=250)Slock(A)Slock(B)等待R(B=1000)等待Xlock(B)等待W(B=1100
45、)等待Unlock(A)等待R(A=160)Xlock(A)Unlock(B)W(A=210)Unlock(C)遵守两段锁协议的可串行化调度n左图的调度是遵守两段锁协议的，因此一定是一个可串行化调度。An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）v并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并行调度策略都是可串行化的。所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的v事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是必要条件v可串行化的调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议。An Introduction to Data
46、base System两段锁协议（续）两段锁协议（续）vT1SlockB读读B=2Y=BXlockAA=Y+1写回写回A=3UnlockBUnlockAT2SlockA等待等待等待等待等待等待等待等待等待等待SlockA读读A=3Y=AXlockBB=Y+1写回写回B=4UnlockBUnlockAT1SlockB读读B=2Y=BUnlockBXlockAA=Y+1写回写回A=3UnlockAT2SlockA等待等待等待等待等待等待等待等待SlockA读读A=3X=AUnlockAXlockBB=X+1写回写回B=4UnlockB(a)遵守两段锁协议遵守两段锁协议(b)不遵守两段锁协议不遵守两
47、段锁协议T1SlockB读读B=2Y=BUnlockBXlockAA=Y+1写回写回A=3UnlockAT2SlockA读读A=2X=AUnlockAXlockB等待等待XlockBB=X+1写回写回B=3UnlockB(c)不遵守两段锁协议不遵守两段锁协议An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）v两段锁协议与防止死锁的一次封锁法一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行，因此一次封锁法遵守两段锁协议但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁An
48、 Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）例遵守两段锁协议的事务发生死锁T1SlockBR(B)=2XlockA等待等待等待等待T2SlockAR(A)=2XlockA等待等待遵守两段锁协议的事务可能发生死锁An Introduction to Database System两段锁协议（续）两段锁协议（续）v两段锁协议与三级封锁协议两类不同目的的协议两段锁协议保证并发调度的正确性三级封锁协议在不同程度上保证数据一致性遵守第三级封锁协议必然遵守两段协议An Introduction to Database System第十一章第十一章 并发控
49、制并发控制11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 封锁封锁11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 小结小结An Introduction to Database System封锁粒度封锁粒度v封锁对象的大小称为封锁粒度(Granularity)v封锁的对象：逻辑单元，物理单元例：在关系数据库中，封锁对象：逻辑单元:属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库等物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等An Introduction to Database System选
50、择封锁粒度原则选择封锁粒度原则v封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关。封锁的粒度越大，数据库所能够封锁的数据单元就越少，并发度就越小，系统开销也越小；封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大An Introduction to Database System选择封锁粒度的原则（续）选择封锁粒度的原则（续）例v若封锁粒度是数据页，事务T1需要修改元组L1，则T1必须对包含L1的整个数据页A加锁。如果T1对A加锁后事务T2要修改A中元组L2，则T2被迫等待，直到T1释放A。v如果封锁粒度是元组，则T1和T2可以同时对L1和L2加锁，不需要互相等待，提高了系统的并行度。v又如，事务T