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1、数据库原理Principle of Database Systems第十一章 并发控制刘洁2问题的产生问题的产生多用户数据库系统的存在允许多个用户同时使用数据库系统飞机定票数据库系统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3不同的多事务执行方式不同的多事务执行方式事务串行执行交叉并发方式同时并发方式4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5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
2、率。交叉并发方式(Interleaved Concurrency)6事务的交叉并发执行方式事务的交叉并发执行方式7同时并发方式同时并发方式(Simultaneous Concurrency)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8事务并发执行带来的问题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9第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性11.5 两段锁协议11.6 封锁的粒度11.
3、7 小结1011.1 并发控制概述并发控制概述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11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)读出某航班机票余额A=16乙售票点(乙事务)读出同一航班机票余额A=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也卖出一张机票，修改余额AA-1，所以A为15，把A写回数据库结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少112这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起的在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机
4、的若按上述调度序列执行，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13并发控制概述并发控制概述并发操作带来的数据不一致性丢失修改(Lost Update)不可重复读(Non-repeatable Read)读“脏”数据(Dirty Read)记号 R(x):读数据x W(x):写数据x141.丢失修改丢失修改两个事务T1和T2读入同一数据并修改，T2的提交结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改被丢失上面飞机订票例子就属此类152.不可重复读不可重复读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16不可重复读包括三种情况事务
5、T1读取某一数据后，事务T2对其做了修改，当事务T1再次读该数据时，得到与前一次不同的值事务T1按一定条件从数据库中读取了某些数据记录后，事务T2删除了其中部分记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现某些记录消失了事务T1按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事务T2插入了一些记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现多了一些记录17不可重复读183.读读“脏脏”数据数据事务T1修改某一数据，并将其写回磁盘事务T2读取同一数据后，T1由于某种原因被撤销这时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T2读到的数据就为“脏”数据，即不正确的数据19读读“脏脏”数据数据2
6、0并发控制概述并发控制概述数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性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21并发控制的主要技术并发控制的主要技术封锁(Locking)(商用DBMS采用)时间戳(Timestamp)乐观控制法2211.2 封锁封锁什么是封锁基本封锁类型锁的相容矩阵23什么是封锁什么是封锁?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象24一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么
7、样的控制由封锁的类型决定基本封锁类型排它锁(Exclusive Locks，简记为X锁)共享锁(Share Locks，简记为S锁)25排它锁排它锁排它锁又称为写锁若事务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上的锁保证其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A26共享锁共享锁共享锁又称为读锁若事务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27锁的相容矩阵锁的相容矩阵Y=Yes，相容的请求N=No，不相容的请求XSXNNYS
8、NYYYYYT2T128锁的相容矩阵锁的相容矩阵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最上面一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求T2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29使用封锁机制解决丢失修改问题使用封锁机制解决丢失修改问题事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁当T2再请求对A加X锁时被拒绝T2只能等待T1释放A上的锁后，获得对A的X锁这时T2读到的A已经是T1更新过的值15T2按此新的A值进行运算，并将结果值A=14送
9、回到磁盘。避免了丢失T1的更新30事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁其他事务只能再对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T1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T1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁T1T2使用封锁机制解决不可重复读问题使用封锁机制解决不可重复读问题31使用封锁机制解决读使用封锁机制解决读“脏脏”数据问数据问题题事务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T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待T1因某种
10、原因被撤销，C恢复为原值100T1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3211.3 活锁和死锁活锁和死锁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3311.3.1 活锁活锁事务T1封锁了数据R事务T2又请求封锁R，于是T2等待T3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T4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T2有可能永远等待，这就是活锁的情形34活锁活锁35避免活锁：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
11、上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁3611.3.2 死锁死锁事务T1封锁了数据R1T2封锁了数据R2T1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37死锁38解决死锁的方法解决死锁的方法预防死锁死锁的诊断与解除391.死锁的预防死锁的预防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，从而出现死等待预防死锁发生就是要破坏产生死锁的条件40预防死锁的方
12、法预防死锁的方法一次封锁法顺序封锁法41一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存在的问题降低系统并发度难于事先精确确定封锁对象42顺序封锁法顺序封锁法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顺序封锁法存在的问题维护成本：数据库系统中封锁的数据对象极多，并且在不断地变化难以实现：很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象43死锁的预防死锁的预防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442.死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除死锁的诊断超时法事务等待
13、图法45超时法超时法如果一个事务的等待时间超过了规定时限，就认为发生了死锁优点：实现简单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46等待图法等待图法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T247事务等待图事务等待图图(a)，事务T1等待T2，T2等待T1，产生了死锁图(b)，事务T1等待T2，T2等待T3，T3等待T4，T4又等待T1，产生了死锁。事务T3可能还等待T2，在大回路中又有小的回路48等待图法等待
14、图法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49死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除解除死锁选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消释放此事务持有的所有的锁，使其它事务能继续运行下去5011.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果什么样的调度是正确的？5111.4.1 可串行化调度可串行化调度可串行化(Serializable)调度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。可串行性(Serializability)并发事务正确调度的准则一
15、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。52可串行化调度可串行化调度例如：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现给出对这两个事务不同的调度策略53串行化调度串行化调度(a)(正确的调度正确的调度)假设A、B的初值均为2按T1T2次序执行结果为A=3，B=4串行调度策略,正确的调度T1T2T1T254串行化调度串行化调度(b)(正确的调度正确的调度)假设A、B的初值均为2T2T1次序执行结果为B=3，A=4串行调度策略,正确的调度T1T2T1T255不可串行化调度不可串行化调度(错误的调度错误的调度)执行结果与
16、(a)、(b)的结果都不同是错误的调度T1T2T1T256冲突操作冲突操作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*/其他操作是不冲突操作不同事务的冲突操作不能交换5711.4.2 冲突可串行化调度冲突可串行化调度可串行化调度的充分条件一个调度Sc在保证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58例：调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)
17、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，T2Sc1是冲突可串行化的调度59冲突可串行化调度冲突可串行化调度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。60例.有3个事务 T1=W1(Y)W1(X)，T2=W2(Y)W2(X)，T3=W3(X)调度L1=W1(Y)
18、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6111.5 两段锁协议两段锁协议封锁协议：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两段封锁协议(Two-Phase Locking)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62两段锁协议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在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数
19、据的封锁在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁63“两段两段”锁的含义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64两段锁协议两段锁协议举例：事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是：事务Tj不遵守两段锁协议，其封锁序列是：Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B；65遵守两段锁协议的可串行化调度遵守两段锁协议的可串行化调度事务遵守两段锁协议是可串行化调度的
20、充分条件，而不是必要条件若并发事务都遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的若并发事务的一个调度是可串行化的，不一定所有事务都符合两段锁协议6611.6 封锁的粒度封锁的粒度封锁对象的大小称为封锁粒度(Granularity)多粒度封锁(Multiple Granularity Locking)在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择67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、整个数据库物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等68选择封锁粒度原则选择封锁粒度原则封锁粒度与系统的并发度和并
21、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69选择封锁粒度的原则选择封锁粒度的原则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若事务T需要读取整个表，若封锁粒度是元组，T必须对表中的每一个元组加锁，开销极大70选择封锁粒度的原则选择封锁粒度的原则同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封
22、锁粒度需要处理多个关系的大量元组的用户事务：以数据库为封锁单位需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位71多粒度树多粒度树以树形结构来表示多级封锁粒度根结点是整个数据库，表示最大的数据粒度叶结点表示最小的数据粒度72三级粒度树三级粒度树根结点为数据库数据库的子结点为关系关系的子结点为元组73多粒度封锁协议多粒度封锁协议允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁对一个结点加锁意味着这个结点的所有后裔结点也被加以同样类型的锁在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁：显式封锁和隐式封锁74显式封锁和隐式封锁显式封锁和隐式封锁显式封锁:直接加到数据对象上的封
23、锁隐式封锁:该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁显式封锁和隐式封锁的效果是一样的75系统检查封锁冲突时要检查显式封锁还要检查隐式封锁76例如事务T要对关系R1加X锁系统必须搜索其上级结点数据库、关系R1还要搜索R1的下级结点，即R1中的每一个元组如果其中某一个数据对象已经加了不相容锁，则T必须等待77对某个数据对象加锁，系统要检查该数据对象有无显式封锁与之冲突所有上级结点检查本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁冲突(由上级结点已加的封锁造成的）所有下级结点看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁冲突（将加到下级结点的封锁）7811.6.2 意向锁意向锁引进意
24、向锁（intention lock）目的提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率79如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正在被加锁对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁例如，对任一元组加锁时，必须先对它所在的数据库和关系加意向锁80常用意向锁常用意向锁意向共享锁(Intent Share Lock，简称IS锁)意向排它锁(Intent Exclusive Lock，简称IX锁)共享意向排它锁(Share Intent Exclusive Lock，简称SIX锁)81IS锁锁如果对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔结点拟（意向）加S锁例如：事务T1要对R1中某个元组加S锁，则要
25、首先对关系R1和数据库加IS锁82IX锁锁如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔结点拟（意向）加X锁例如：事务T1要对R1中某个元组加X锁，则要首先对关系R1和数据库加IX锁83SIX锁锁如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX=S+IX例：对某个表加SIX锁，则表示该事务要读整个表（所以要对该表加S锁），同时会更新个别元组（所以要对该表加IX锁）84意向锁的相容矩阵意向锁的相容矩阵85锁的强度锁的强度锁的强度是指它对其他锁的排斥程度一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之则不然86锁的强度的偏序关系87意向锁意向锁具有意向锁的多粒度封锁方法申请封锁时应该按
26、自上而下次序进行释放封锁时则应按自下而上次序进行88例如：事务T1要对关系R1加S锁要首先对数据库加IS锁检查数据库和R1是否已加了不相容的锁(X或IX)不再需要搜索和检查R1中的元组是否加了不相容的锁(X锁)89具有意向锁的多粒度封锁方法提高了系统的并发度减少了加锁和解锁的开销在实际的数据库管理系统产品中得到广泛应用9011.7 小结小结数据共享与数据一致性是一对矛盾数据库的价值在很大程度上取决于它所能提供的数据共享度数据共享在很大程度上取决于系统允许对数据并发操作的程度数据并发程度又取决于数据库中的并发控制机制数据的一致性也取决于并发控制的程度。并发控制愈多，数据一致性往往愈好91数据库的并发控制以事务为单位数据库的并发控制通常使用封锁机制两类最常用的封锁92并发控制机制调度并发事务操作是否正确的判别准则是可串行性并发操作的正确性则通常由两段锁协议来保证两段锁协议是可串行化调度的充分条件，但不是必要条件93对数据对象施加封锁，带来问题活锁：先来先服务死锁预防方法一次封锁法顺序封锁法死锁的诊断与解除超时法等待图法