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1、第八章 并发控制,问题的产生,多用户数据库系统的存在 允许多个用户（程序）同时使用的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或以上。,问题的产生（续）,不同的多事务执行方式(1)串行执行（serial）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,T2,T3,事务的串行执行方式,问题的产生（续）,(2)交叉并发方式（Interleaved Concurrency）在单处理机系统中，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
2、闲时间，提高系统的效率,问题的产生（续）,事务的交叉并发执行方式,问题的产生（续）,(3)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,问题的产生（续）,事务并发执行带来的问题:多个事务同时存取同一数据;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。,第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2 封锁8.3 封锁协议*8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议*8.7 封锁的粒度8.8 小结,8.1 并发控制概述,并发控制机制的任务：对
3、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,T1的修改被T2覆盖了！,并发控制概述（续）,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T1)读出某航班的机票余额A，设A=16；乙售票点(乙事务T2)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1,并发控制概述（续）,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的
4、。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,并发控制概述（续）,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xW(x):写数据x,1.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,丢失修改（续）,丢失修改,2.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。,不可重复读（续）,
5、不可重复读包括三种情况：(1)事务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,不可重复读（续）,T1读取B=100进行运算T2读取同一数据B，对其进行修改后将B=200写回数据库。T1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,不可重复读,例如：,不可重复读（续）,(2)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(3)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。后两种不可
6、重复读有时也称为幻影现象（Phantom Row）,3.读“脏”数据,读“脏”数据是指：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,读“脏”数据（续）,例如,读“脏”数据,T1将C值修改为200，T2读到C为200T1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100这时T2读到的C为200，与数据库内容不一致，就是“脏”数据,并发控制概述（续）,数据不一致性的原因：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
7、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,并发控制概述（续）,并发控制的主要技术封锁(Locking)时间戳(Timestamp)乐观控制法商用的DBMS一般都采用封锁方法,第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2 封锁8.3 封锁协议*8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议*8.7 封锁的粒度8.8 小结,8.2 封锁,什么是封锁基本封锁类型锁的相容矩阵,封锁（Locking）,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
8、新此数据对象。,基本封锁类型,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。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）,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A,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,锁的相容矩阵,使用封锁机
9、制解决丢失修改问题,例：,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T2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送回到磁盘。避免了丢失T1的更新。,没有丢失修改,使用封锁机制解决不可重复读问题,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
10、获得对B的X锁,可重复读,使用封锁机制解决读“脏”数据问题,例,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,不读“脏”数据,第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2 封锁8.3 封锁协议*8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议*8.7 封锁的粒度8.8 小结,8.3 封锁协议,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（Locking Protocol）何时
11、申请X锁或S锁持锁时间、何时释放 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常用的封锁协议：三级封锁协议,1级封锁协议,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）1级封锁协议可防止丢失修改在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。,1级封锁协议,没有丢失修改,1级封锁协议,不可重复读,2级封锁协议,1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2级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。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
12、能保证可重复读。,2级封锁协议,不可重复读,3级封锁协议,1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3级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。,3级封锁协议,可重复读,4封锁协议小结,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）,封锁协议小结(续),第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2 封锁8.3 封锁协议*8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议*8.7 封锁的粒度8.8 小结,8.4 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,8.4.1 活锁,事务T1封锁了数
13、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,活锁（续）,活 锁,活锁（续）,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上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁,8.4.2 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
14、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,死锁（续）,死 锁,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,1.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。预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件,死锁的预防（续）,预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法,(1)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,(2)顺序封锁法,顺序封锁法是预先对数据对象规定一个封
15、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,死锁的预防（续）,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,2.死锁的诊断与解除,死锁的诊断超时法事务等待图法,(1)超时法,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,(2)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
16、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T2,等待图法（续）,事务等待图,图(a)中，事务T1等待T2，T2等待T1，产生了死锁图(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 图(b)中，事务T3可能还等待T2，在大回路中又有小的回路,等待图法（续）,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。,死锁的诊断与解除（续）,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
17、继续运行下去,第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2 封锁8.3 封锁协议*8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议*8.7 封锁的粒度8.8 小结,8.5 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？,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)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,可串行化调度（续）,例现在有两个事务，分别包含下列
18、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,串行化调度,正确的调度,串行调度(a),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,串行化调度,正确的调度,串行调度(b),假设A、B的初值均为2。T2T1次序执行结果为B=3，A=4 串行调度策略,正确的调度,不可串行化调度，错误的调度,不可串行化的调度,执行结果与(a)、(b)的结果都不同是错误的调度,可串行化调度，正确的调度,可串行化的调度,执行结果与串行调度(a)的执行结果相同是正确的调度,第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2
19、 封锁8.3 封锁协议8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性8.6 两段锁协议8.7 封锁的粒度8.8 小结,8.6 两段锁协议,封锁协议（8.3）运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定的一些规则 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，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,两段锁协议（续）,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,两段锁协议（续）,“两段”锁的含义：事
20、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,两段锁协议（续）,例事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是：Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlock C；|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：Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B；,两段锁协议（续）,遵守两段锁协议的可串行化调度,左图的调度是遵守
21、两段锁协议的，因此一定是一个可串行化调度。,两段锁协议（续）,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。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,两段锁协议（续）,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,两段锁协议（续）,例 遵守两段锁协议的事务发生死锁,T1Slock BR(B)=2X
22、lock A等待等待,T2Slock AR(A)=2Xlock B等待,遵守两段锁协议的事务可能发生死锁,第八章 并发控制,8.1 并发控制概述8.2 封锁8.3 封锁协议8.4 活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性8.6 两段锁协议8.7 封锁的粒度8.8 小结,封锁粒度,封锁对象的大小称为封锁粒度(Granularity)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,选择封锁粒度原则,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
23、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,选择封锁粒度的原则（续）,例：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。又如，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！,8.8 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。施加的并发控制愈多，数据的一致性往往愈好,小结（续）,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：X,S,小结（续）,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,小结（续）,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,下课了。,休息一会儿。,探索,
