数据库系统概论第十一章并发控制课件.ppt

1、数据库系统概论数据库系统概论An Introduction to Database An Introduction to Database SystemSystem第十一章第十一章 并发控制并发控制1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 2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T1T2T3事务的串行执行方式3问题的产生（续）

2、问题的产生（续）(2)交叉并发方式（Interleaved Concurrency）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4问题的产生（续）问题的产生（续）事务的交叉并发执行方式5问题的产生（续）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6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

3、 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性能的重要标志之一7第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 11.7 小结小结811.1 11.1 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9T1T1的修改被

4、的修改被T2T2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 结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少1 10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

5、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11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（Lost Update）不可重复读（Non-repeatable Read）读“脏”数据（Dirty Read）v记号 R(x):读数据x W(x):写数据x 121.1.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 13丢失修改（续）丢失修改（续）T1T2 R(A)=16R(A)

6、=16 AA-1 W(A)=15AA-3W(A)=13丢失修改T1T1的修改被的修改被T2T2覆盖了！覆盖了！142.2.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。15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（phantom row）16不可重复读

7、（续）不可重复读（续）n T1读取B=100进行运算n T2读取同一数据B，对其进行修改后将B=200写回数据库。n 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 T1T2 R(A)=50 R(B)=100求和=150R(B)=100BB*2(B)=200 R(A)=50R(B)=200和=250(验算不对)不可重复读 例如：173.3.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

8、据 18读读“脏脏”数据（续）数据（续）T1T2 R(C)=100 CC*2 W(C)=200R(C)=200ROLLBACK C恢复为100例如例如读“脏”数据 v T1将C值修改为200，T2读到C为200v T1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100v 这时T2读到的C为200，与数据库内容不一致，就是“脏”数据 19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 20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(Lo

9、cking)时间戳(Timestamp)乐观控制法v商用的DBMS一般都采用封锁方法 21第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 11.7 小结小结2211.2 11.2 封锁封锁v什么是封锁v基本封锁类型v锁的相容矩阵23什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

10、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（Exclusive Locks，简记为X锁）共享锁（Share Locks，简记为S锁）25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A 26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

11、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 27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 T2 T1XS-XNNYSNYY-YYY28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 最上面一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。v 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

12、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（Locking Protocol）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301 1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）v 1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。311 1级封锁协议级封锁协议T1T2 Xlock A 获得 读A=1

13、6 AA-1 写回A=15 Commit Unlock A Xlock A等待等待等待等待获得Xlock A读A=15AA-1写回A=14CommitUnlock A 没有丢失修改没有丢失修改 v 事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁v 当T2再请求对A加X锁时被拒绝v T2只能等待T1释放A上的锁后T2获得对A的X锁v 这时T2读到的A已经是T1更新过的值15v T2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。321 1级封锁协议级封锁协议 读A=15 Xlock A 获得 读A=16 AA-1 写回A=15 RollbackUnlock A T2T1读读“脏

14、脏”数据数据331 1级封锁协议级封锁协议 Xlock B 获得 读B=100 BB*2 写回B=200 Commit Unlock B读A=50 读B=100 求和=150读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对)T2T1不可重复读不可重复读34 2 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。352 2级封锁协议级封锁协议不可重复读不可重复读 Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得

15、 读B=100 Unlock B 求和=150 Xlock B等待等待获得Xlock B读B=100BB*2写回B=200CommitUnlock BT2T1Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得 读B=200 Unlock B 求和=250 (验算不对)T2T1(续)36 3 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v 3级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。373 3级封锁协议级封锁协议T1T2 Slock A 读A=50 Slock B 读B=100 求和=150 读A=50 读B=1

16、00 求和=150 Commit Unlock A Unlock B Xlock B等待等待等待 等待等待等待等待等待获得Xlock B读B=100BB*2写回B=200CommitUnlock B 可重复读可重复读 v 事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁v 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v 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v 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v T1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁 383 3级封锁协议级封锁协议T1T2 Xlock C

17、 读C=100 CC*2 写回C=200 ROLLBACK (C恢复为100)Unlock C Slock C等待等待等待等待获得Slock C读C=100Commit CUnlock C不读不读“脏脏”数据数据 v 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v T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待v T1因某种原因被撤销，C恢复为原值100v T1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394 4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）40封锁协议小结封锁协议小结(续续

18、)41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T1T2 Xlock CR(C)=100CC*2W(C)=200Slock C等待 ROLLBACK等待(C恢复为100)等待Unlock C等待获得Slock CR(C)=100Commit CUnlock C例例v 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v T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待v T1因某种原因被撤销，C恢复为原值100v T1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”数据不读不读“脏脏”数据数据 42第十一章第十一章 并发控制并发控制11

19、.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 11.7 小结小结4311.3 11.3 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4411.3.1 11.3.1 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。v 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。v T4又请求

20、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v T2有可能永远等待，这就是活锁的情形 45活锁（续）活锁（续）活活 锁锁46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 该数据对象上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁4711.3.2 11.3.2 死锁死锁v 事务T1封锁了数据R1v T2封锁了数据R2v T1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

21、等待T1，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁 48死锁（续）死锁（续）T1T2lock R1Lock R2Lock R2.等待等待Lock R1等待等待等待等待死 锁49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501.1.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51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52(1)(1)一次封锁法一次封锁法v要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁

22、，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53(1)(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。54(2)(2)顺序封锁法顺序封锁法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

23、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55(2)(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A，这样就破坏了封锁顺序.56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57死锁的预防（续）死

24、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582.2.死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除v死锁的诊断 超时法 事务等待图法 59(1)(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60么么么么方面么么么么方面vSds绝对是假的(2)(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

25、情况 若T1等待T2，则T1，T2之间划一条有向边，从T1指向T262等待图法（续）等待图法（续）事务等待图v 图(a)中，事务T1等待T2，T2等待T1，产生了死锁v 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 v 图(b)中，事务T3可能还等待T2，在大回路中又有小的回路 63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。64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 释放此事务持有的所有的锁，使其它事

26、务能继续运行下去65第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 11.7 小结小结6611.4 11.4 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67一、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

27、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68一、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。6911.4.1 11.4.1 可

28、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 70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 71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

29、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72串行化调度串行化调度,正确的调度正确的调度T1T2Slock BY=R(B)=2Unlock BXlock AA=Y+1=3W(A)Unlock ASlock AX=R(A)=3Unlock AXlock BB=X+1=4W(B)Unlock B串行调度(a)v 假设A、B的初值均为2。v 按T1T2次序执行结果为A=3，B=4 v 串行调度策略,正确的调度 73串行化调度串行化调度,正确的调度正确的调度T1T2Slock AX=R(A)=2Unlock AXlock BB=X+1=3W(B)Unlock BS

30、lock BY=R(B)=3Unlock BXlock AA=Y+1=4W(A)Unlock A串行调度(b)v 假设A、B的初值均为2。v T2T1次序执行结果为B=3，A=4 v 串行调度策略,正确的调度 74不可串行化调度，错误的调度不可串行化调度，错误的调度T1T2Slock BY=R(B)=2Slock AX=R(A)=2Unlock BUnlock AXlock AA=Y+1=3W(A)Xlock BB=X+1=3W(B)Unlock AUnlock B不可串行化的调度 v 执行结果与(a)、(b)的结果都不同v 是错误的调度 75可串行化调度，正确的调度可串行化调度，正确的调度T

31、1T2Slock BY=R(B)=2Unlock BXlock ASlock AA=Y+1=3等待W(A)等待Unlock A等待X=R(A)=3Unlock AXlock BB=X+1=4W(B)Unlock B可串行化的调度 v 执行结果与串行调度(a)的执行结果相同v 是正确的调度 7611.4 11.4 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77二、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，DBMS的并行控制机制必须提供一定

32、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。78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-Phase Locking，简称2PL）协议 时标方法 乐观方法7911.4.2 11.4.2 冲突可串行化调度冲突可串行化调度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

33、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80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)81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：r

34、1(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82冲突可串行化调度（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)W

35、2(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 83第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 11.7 小结小结8411.5 11.5 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

36、时间 何时释放封锁等v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85两段锁协议（续）两段锁协议（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86两段锁协议（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

37、类型的锁，但是不能再申请任何锁 87两段锁协议（续）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；88两段锁协议（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=1

38、000)等待Xlock(B)等待W(B=1100)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v 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。89两段锁协议（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。90两段锁协议（续）两段锁协议（续）vT1T1Slock B

39、Slock B读读B=2B=2Y=BY=BXlock AXlock AA=Y+1A=Y+1写回写回A=3A=3Unlock BUnlock BUnlock Unlock AAT T2 2 Slock ASlock A 等待等待 等待等待 等待等待 等待等待 等待等待Slock ASlock A读读A=3A=3Y=A Y=A Xlock BXlock BB=Y+1B=Y+1写回写回B=4B=4Unlock BUnlock BUnlock AUnlock AT T1 1Slock BSlock B读读B=2B=2Y=BY=BUnlock BUnlock BXlock AXlock A A=Y+1A

40、=Y+1写回写回A=3A=3Unlock AUnlock A T T2 2 Slock ASlock A等待等待等待等待等待等待等待等待Slock ASlock A读读A=3A=3X=AX=AUnlock AUnlock AXlock BXlock BB=X+1B=X+1写回写回B=4B=4Unlock BUnlock B(a)(a)遵守两段锁协议遵守两段锁协议(b)(b)不遵守两段锁协议不遵守两段锁协议 T T1 1Slock BSlock B读读B=2B=2Y=BY=BUnlock BUnlock BXlock AXlock AA=Y+1A=Y+1写回写回A=3A=3Unlock AUnl

41、ock AT T2 2 Slock ASlock A读读A=2A=2X=AX=AUnlock AUnlock AXlock BXlock B等待等待Xlock BXlock BB=X+1B=X+1写回写回B=3B=3Unlock BUnlock B(c)(c)不遵守两段锁协议不遵守两段锁协议 91两段锁协议（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92两段锁协议（续）两段锁协

42、议（续）例 遵守两段锁协议的事务发生死锁T T1 1Slock BSlock BR(B)=2R(B)=2 Xlock AXlock A等待等待等待等待T T2 2 Slock ASlock AR(A)=2R(A)=2 Xlock AXlock A等待等待遵守两段锁协议的事务可能发生死锁 93两段锁协议（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94第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3

43、 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度的可串行性并发调度的可串行性11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度11.7 11.7 小结小结95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96选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

44、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97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 98选择封锁粒度的原则（续）选择封锁粒度的原则（续）v 多粒度封锁(Multiple Granularity Locking

45、)在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择v 选择封锁粒度 同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封锁粒度 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9911.6.1 11.6.1 多粒度封锁多粒度封锁v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 100多粒度封锁（续）多粒度封锁（续）例：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。数据库数据库关系关系Rn关系关系R1元组元组元组元组元组元组元

46、组元组 三级粒度树三级粒度树101多粒度封锁协议多粒度封锁协议v允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁v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v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102显式封锁和隐式封锁显式封锁和隐式封锁v显式封锁:直接加到数据对象上的封锁v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v显式封锁和隐式封锁的效果是一样的103显式封锁和隐式封锁（续）显式封锁和隐式封锁（续）v 系统检查封锁冲突时 要检查显式封锁 还要检查隐式封锁v 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R

47、1 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 104显式封锁和隐式封锁（续）显式封锁和隐式封锁（续）v 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（将加到下级结点的封锁）冲突10511.6.2 11.6.2 意向锁意向锁v引进意向锁（intention lock）目的 提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率106意向锁意向锁(续续)v 如果对一个结点加意向锁，则说明该结点

48、的下层结点正在被加锁v 对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁v 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 107常用意向锁常用意向锁v意向共享锁(Intent Share Lock，简称IS锁)v意向排它锁(Intent Exclusive Lock，简称IX锁)v共享意向排它锁(Share Intent Exclusive Lock，简称SIX锁)108意向锁（续）意向锁（续）vIS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，则要首先对关系R1和数据库加IS锁 109意向锁（续）意向锁（续）vIX锁

49、 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 110意向锁（续）意向锁（续）vSIX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）。111意向锁（续）意向锁（续）意向锁的相容矩阵意向锁的相容矩阵112意向锁（续）意向锁（续）v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113意向锁（续）意向锁（续）v

50、 具有意向锁的多粒度封锁方法 申请封锁时应该按自上而下的次序进行 释放封锁时则应该按自下而上的次序进行 例如：事务T1要对关系R1加S锁n 要首先对数据库加IS锁n 检查数据库和R1是否已加了不相容的锁(X或IX)n 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)114意向锁（续）意向锁（续）v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 115第十一章第十一章 并发控制并发控制11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述11.2 11.2 封锁封锁11.3 11.3 活锁和死锁活锁和死锁11.4 11.4 并发调度