DB11数据库第十一章教学课件.ppt

1、辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理第第1111章章 并发控制并发控制问题的产生问题的产生多用户数据库系统的存在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允许多个用户同时使用的数据库系统 飞机定票数据库系统飞机定票数据库系统 银行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特点：在同一时刻并发运行的事务数可达数百个 辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理不同的多事务执行方式不同的多事务执行方式 (1)事务串行执行事务串行执行 每个时刻只有一个事务运行，

2、其他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事务必须等到这个事务结束以后方能运行能运行 不能充分利用系统资源，发挥数据不能充分利用系统资源，发挥数据库共享资源的特点库共享资源的特点T1T2T3事务的串行执行方式第第1111章章 并发控制并发控制辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理(2)交叉并发方式（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

3、没有真正地并行运行，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，提高系统的效率但能够减少处理机的空闲时间，提高系统的效率第第1111章章 并发控制并发控制辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理事务的交叉并发执行方式事务的交叉并发执行方式第第1111章章 并发控制并发控制辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理(3)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，多处理机系统中，每个处理机可以

4、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务真正的并行运行第第1111章章 并发控制并发控制辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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性和数据库的一致性第第1111章章 并发控制并发控制辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数

5、据库原理数据库原理&并发控制概述并发控制概述&封锁封锁&活锁和死锁活锁和死锁&并发调度的可串行性并发调度的可串行性&两段锁协议两段锁协议&封锁的粒度封锁的粒度第第1111章章 并发控制并发控制辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述并发控制机制的任务并发控制机制的任务 对并发操作进行正确调度对并发操作进行正确调度 保证事务的隔离性保证事务的隔离性 保证数据库的一致性保证数据库的一致性辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理并发操作带来数据的不一致性实例

6、并发操作带来数据的不一致性实例例例1飞机订票系统中的一个活动序列飞机订票系统中的一个活动序列 甲售票点甲售票点(甲事务甲事务)读出某航班的机票余额读出某航班的机票余额A，设，设A=16；乙售票点乙售票点(乙事务乙事务)读出同一航班的机票余额读出同一航班的机票余额A，也为，也为16；甲售票点卖出一张机票，修改余额甲售票点卖出一张机票，修改余额AA-1，所以，所以A为为15，把把A写回数据库；写回数据库；乙售票点也卖出一张机票，修改余额乙售票点也卖出一张机票，修改余额AA-1，所以，所以A为为15，把把A写回数据库写回数据库 结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少结果明明卖出两张机票，数据库

7、中机票余额只减少1 11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起的。的。在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列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。调度是随机的。若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。原因：第原因：第4步中乙事务修改步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务并写回后覆盖了甲事务的修改的修改11.1 11.1 并发控制概述并

8、发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理并发操作带来的数据不一致性并发操作带来的数据不一致性 丢失修改（丢失修改（Lost Update）不可重复读（不可重复读（Non-repeatable Read）读读“脏脏”数据（数据（Dirty Read）记号记号 R(x):读数据读数据x W(x):写数据写数据x 11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理1.丢失修改丢失修改两个事务两个事务T1和和T2读入同一数据并修改，读入同一数据并修改，T2的提

9、交结的提交结果破坏了果破坏了T1提交的结果，导致提交的结果，导致T1的修改被丢失。的修改被丢失。上面飞机订票例子就属此类上面飞机订票例子就属此类11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理T1T2 R(A)=16R(A)=16 AA-1 W(A)=15WAA-1W(A)=15丢失修改11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理2.不可重复读不可重复读不可重复读是指事务不可重复读是指事务T1读取数据后，事务读取数据后，

10、事务T2执行更执行更新操作，使新操作，使T1无法再现前一次读取结果。无法再现前一次读取结果。11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述不可重复读包括三种情况：不可重复读包括三种情况：(1)事务事务T1读取某一数据后，读取某一数据后，事务事务T2对其做了修改对其做了修改，当事务当事务T1再次读该数据时，得到与前一次不同的值再次读该数据时，得到与前一次不同的值 辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理T1读取读取B=100进行运算进行运算T2读取同一数据读取同一数据B，对其进，对其进行修改后将行修改后将B=200写回数据写回数据库。库。T1为了对

11、读取值校对重读为了对读取值校对重读B，B已为已为200，与第一次读取值，与第一次读取值不一致不一致 T1T2 R(A)=50R(B)=100求和求和=150R(B)=100BB*2(B)=200 R(A)=50R(B)=200和和=250(验算不对验算不对)不可重复读不可重复读 例如：11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理(2)事务事务T1按一定条件从数据库中读取了某些数据记按一定条件从数据库中读取了某些数据记录后，录后，事务事务T2删除了其中部分记录删除了其中部分记录，当，当T1再次按相再次按相同

12、条件读取数据时，发现某些记录消失了同条件读取数据时，发现某些记录消失了(3)事务事务T1按一定条件从数据库中读取某些数据记录按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，后，事务事务T2插入了一些记录插入了一些记录，当，当T1再次按相同条件再次按相同条件读取数据时，发现多了一些记录。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后两种不可重复读有时也称为幻影幻影现象现象（Phantom Row）11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理3.读读“脏脏”数据数据 读读“脏脏”数据是指：数据是指：事务事

13、务T1修改某一数据，并将其写回磁盘修改某一数据，并将其写回磁盘 事务事务T2读取同一数据后，读取同一数据后，T1由于某种原因被撤销由于某种原因被撤销 这时这时T1已修改过的数据恢复原值，已修改过的数据恢复原值，T2读到的数据读到的数据就与数据库中的数据不一致就与数据库中的数据不一致 T2读到的数据就为读到的数据就为“脏脏”数据，即不正确的数据数据，即不正确的数据 11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理T1T2 R(C)=100 CC*2 W(C)=200R(C)=200ROLLBACK C恢复为恢复

14、为100例如例如读读“脏脏”数据数据 T1将C值修改为200，T2读到C为200 T1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 11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理数据不一致性：由于数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性并发操作破坏了事务的隔离性并发控制就是要用并发控制就是要用正确的方式调度并发操作正确的方式调度并发操作，使一，使一个用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免个用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免造成数

15、据的不一致性造成数据的不一致性 11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理并发控制的主要技术并发控制的主要技术 有封锁有封锁(Locking)时间戳时间戳(Timestamp)乐观控制法乐观控制法商用的商用的DBMS一般都采用封锁方法一般都采用封锁方法 11.1 11.1 并发控制概述并发控制概述辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.2 11.2 封锁封锁什么是封锁什么是封锁基本封锁类型基本封锁类型锁的相容矩阵锁的相容矩阵辽宁工程技术大学电子与信

16、息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理什么是封锁什么是封锁 封锁就是事务封锁就是事务T在对某个数据对象（例如表、记录在对某个数据对象（例如表、记录等）操作之前，先向系统发出请求，对其加锁等）操作之前，先向系统发出请求，对其加锁 加锁后事务加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在就对该数据对象有了一定的控制，在事务事务T释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数据对象。据对象。11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理基本封锁类型基本封锁类型一个事务对某个

17、数据对象加锁后究竟拥有什么样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。的控制由封锁的类型决定。基本封锁类型基本封锁类型 排它锁（排它锁（Exclusive Locks，简记为，简记为X锁）锁）共享锁（共享锁（Share Locks，简记为，简记为S锁）锁）11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理排它锁排它锁排它锁又称为写锁排它锁又称为写锁若事务若事务T对数据对象对数据对象A加上加上X锁，则只允许锁，则只允许T读取和读取和修改修改A，其它任何事务都不能再对其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，

18、加任何类型的锁，直到直到T释放释放A上的锁上的锁保证其他事务在保证其他事务在T释放释放A上的锁之前不能再读取和上的锁之前不能再读取和修改修改A 11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理共享锁共享锁共享锁又称为读锁共享锁又称为读锁若事务若事务T对数据对象对数据对象A加上加上S锁，则其它事务只能再锁，则其它事务只能再对对A加加S锁，而不能加锁，而不能加X锁，直到锁，直到T释放释放A上的上的S锁锁保证其他事务可以读保证其他事务可以读A，但在，但在T释放释放A上的上的S锁之前锁之前不能对不能对A做任何修改做任何修改 11.2

19、 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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-YYY11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理在锁的相容矩阵中：在锁的相容矩阵中：最左边一列表示事务最左边一列表示事务T1已经获得的数据对象上的锁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。的类型，其中横线表示没有加锁。最上面一行表示另一事务最上面一行表示另一事务T2对同一数

20、据对象发出的对同一数据对象发出的封锁请求。封锁请求。T2的封锁请求能否被满足用矩阵中的的封锁请求能否被满足用矩阵中的Y和和N表示表示 Y表示事务表示事务T2的封锁要求与的封锁要求与T1已持有的锁相容，封已持有的锁相容，封锁请求可以满足锁请求可以满足 N表示表示T2的封锁请求与的封锁请求与T1已持有的锁冲突，已持有的锁冲突，T2的请的请求被拒绝求被拒绝11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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T1T2 Xlock A R(A)=16Xlock A AA-1等待等待

21、W(A)=15等待等待 Commit等待等待 Unlock A等待等待获得获得Xlock AR(A)=15AA-1W(A)=14CommitUnlock A例：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。没有丢失修改没有丢失修改11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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

22、T1T2 Slock ASlock BR(A)=50R(B)=100求和求和=150Xlock B等待等待等待等待 R(A)=50等待等待R(B)=100等待等待求和求和=150等待等待Commit等待等待Unlock A等待等待Unlock B等待等待获得获得XlockBR(B)=100BB*2W(B)=200CommitUnlock B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T

23、1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁 可重复读可重复读11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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T1T2 Xlock CR(C)=100CC*2W(C)=200Slock C等待等待 ROLLBACK等待等待(C恢复为恢复为100)等待等待Unlock C等待等待获得获得Slock CR(C)=100Commit CUnlock C例例事务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

24、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”数据不读不读“脏脏”数据数据 11.2 11.2 封锁封锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理一级封锁协议一级封锁协议事务事务T在修改数据之前必须先对其加在修改数据之前必须先对其加X锁，直到事务结束锁，直到事务结束才释放。才释放。二级封锁协议二级封锁协议一级封锁协议加上事务一级封锁协议加上事务T在读取数据在读取数据R之前必须先对其加之前必须先对其加S锁，读完后即可释放锁，读完后即可释放S锁。锁。三级封锁协议三级封锁协议一级封锁

25、协议加上事务一级封锁协议加上事务T在读取数据在读取数据R之前必须先对其加之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。锁，直到事务结束才释放。11.2 11.2 封锁封锁对数据对象加锁时，还需要约定一些规则，称这些规则为对数据对象加锁时，还需要约定一些规则，称这些规则为封锁协议封锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.3 11.3 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，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但也带来一些新的问题 死锁死锁 活锁活锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工

26、程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.3.1 11.3.1 活锁活锁事务事务T1封锁了数据封锁了数据R事务事务T2又请求封锁又请求封锁R，于是，于是T2等待。等待。T3也请求封锁也请求封锁R，当，当T1释放了释放了R上的封锁之后系统上的封锁之后系统首先批准了首先批准了T3的请求，的请求，T2仍然等待。仍然等待。T4又请求封锁又请求封锁R，当，当T3释放了释放了R上的封锁之后系统上的封锁之后系统又批准了又批准了T4的请求的请求T2有可能永远等待，这就是有可能永远等待，这就是活锁活锁的情形的情形 辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据

27、库原理活活 锁锁11.3.1 11.3.1 活锁活锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理避免活锁：采用先来先服务的策略避免活锁：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中第一个事务获得锁11.3.1 11.3.1 活锁活锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.3.2

28、11.3.2 死锁死锁事务事务T1封锁了数据封锁了数据R1T2封锁了数据封锁了数据R2T1又请求封锁又请求封锁R2，因，因T2已封锁了已封锁了R2，于是，于是T1等待等待T2释放释放R2上的锁上的锁接着接着T2又申请封锁又申请封锁R1，因，因T1已封锁了已封锁了R1，T2也只也只能等待能等待T1释放释放R1上的锁上的锁这样这样T1在等待在等待T2，而，而T2又在等待又在等待T1，T1和和T2两个事两个事务永远不能结束，形成务永远不能结束，形成死锁死锁 辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理T1T2lock R1Lock R2Lock R2.等

29、待等待等待等待Lock R1等待等待等待等待等待等待等待等待死锁死锁11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理解决死锁的方法解决死锁的方法两类方法两类方法1.预防死锁预防死锁2.死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理1.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数据对象，然后又都请求对

30、已为其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。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预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理预防死锁的方法预防死锁的方法 一次封锁法一次封锁法 顺序封锁法顺序封锁法11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理(1)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

31、能继续执行加锁，否则就不能继续执行存在的问题存在的问题 降低系统并发度降低系统并发度 难于事先精确确定封锁对象难于事先精确确定封锁对象11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理(2)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。有事务都按这个顺序实行封锁。顺序封锁法存在的问题顺序封锁法存在的问题 维护成本维护成本 数据库系统中封锁的数据对象极多，并且在不断地数据库系统中封锁的数据对象极多，并且在不断地变化。变化。难以实

32、现：很难事先确定每一个事务要封锁哪些对难以实现：很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象象 11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理结论结论 在操作系统中广为采用的预防死锁的策略并不很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并解除死锁的方法11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理2.死锁的诊断与解除

33、死锁的诊断与解除死锁的诊断死锁的诊断 超时法超时法 事务等待图法事务等待图法 11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理(1)超时法超时法如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁认为发生了死锁优点：实现简单优点：实现简单缺点缺点 有可能误判死锁有可能误判死锁 时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数

34、据库原理(2)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为边的集合，每条边表示事务等待的情况 若若T1等待等待T2，则，则T1，T2之间划一条有向边，从之间划一条有向边，从T1指向指向T211.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理等待图法（续）等待图法（续）事务等待图 图(a)中，事务T

35、1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 11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理解除死锁解除死锁 选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消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释放此事务持有的所有的锁，使其它事务能继续运行下去行下去并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务

36、等待图，检测事务。如果发现图中存在回路，则表务等待图，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示系统中出现了死锁11.3.2 11.3.2 死锁死锁辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.4 11.4 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对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果结果什么样的调度是正确的？什么样的调度是正确的？辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.4.1 11.4.1 可串行化调度可串行化调度可串行化可串行化(

37、Serializable)调度调度 多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果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可串行性(Serializability)是并发事务正确调度的准则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，一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认为是正确调度才认为是正确调度 辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理例例现在有两个事务，分别包含下列操作：现在有两个事务，分别包含下列操作：事务事务T1

38、：读：读B；A=B+1；写回；写回A 事务事务T2：读：读A；B=A+1；写回；写回B现给出对这两个事务不同的调度策略现给出对这两个事务不同的调度策略 11.4.1 11.4.1 可串行化调度可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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

39、确的调度 11.4.1 11.4.1 可串行化调度可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理T1T2Slock AX=R(A)=2Unlock AXlock BB=X+1=3W(B)Unlock BSlock BY=R(B)=3Unlock BXlock AA=Y+1=4W(A)Unlock A串行调度串行调度(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 11.4.1 11.4.1 可串行化调度可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数

40、据库原理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 11.4.1 11.4.1 可串行化调度可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理T1T2Slock BY=R(B)=2Unlock BXlock ASlock AA=Y+1=3等待等待W(A)等待等待Unlock A等待等待X=R(A)=3U

41、nlock AXlock BB=X+1=4W(B)Unlock B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 11.4.1 11.4.1 可串行化调度可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.4.2 11.4.2 冲突可串行化调度冲突可串行化调度可串行化调度的可串行化调度的充分条件充分条件 一个调度一个调度Sc在保证在保证冲突操作冲突操作的次序不变的情况下，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通过交换两个事务不冲突操作的次序得到另一个调度度Sc，如果，如果Sc是串行的，称调度是

42、串行的，称调度Sc为冲突可串行为冲突可串行化的调度化的调度 一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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和写写操作 Ri(x)与与Wj(x)/*事务事务Ti读读x，Tj写写x*/Wi(x)与与Wj(x)/*事务事务Ti写写x，Tj写写x*/其他操作是不冲突操作其他操作是不冲突操作不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交不同事务的冲突操作和同一事务

43、的两个操作不能交换换(Swap)11.4.2 11.4.2 冲突可串行化调度冲突可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理例今有调度例今有调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)把把w2(A)与与r1(B)w1(B)交换，得到：交换，得到：r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)再把再把r2(A)与与r1(B)w1(B)交换：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等价

44、于一个串行调度T1，T2，Sc1冲突可串行化的调度冲突可串行化的调度11.4.2 11.4.2 冲突可串行化调度冲突可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议封锁协议封锁协议 运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则些规则 何时申请封锁何时申请封锁 持锁时间持锁时间 何时释放封锁等何时释放封锁等两段封锁协议两段封锁协议(Two-Phase Locking，简称，简称2PL)是是最常用的一种封锁协议，理论上证明使用两段封锁协最常用的一种封锁协议，理

45、论上证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度议产生的是可串行化调度辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理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在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁其他封锁11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据

46、库原理数据库原理“两段两段”锁的含义锁的含义事务分为两个阶段事务分为两个阶段 第一阶段是获得封锁，也称为第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段扩展阶段事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的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锁，但是不能释放任何锁 第二阶段是释放封锁，也称为第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段收缩阶段事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，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但是不能再申请任何锁 11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理例例事务

47、事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是遵守两段锁协议，其封锁序列是：Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlock C；|扩展阶段扩展阶段|收缩阶段收缩阶段|事务事务Tj不遵守两段锁协议，其封锁序列是：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；11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理事务事务T1事务事务T2Slock(A)R(A=260)Slock(C)R(C=300

48、)Xlock(A)W(A=160)Xlock(C)W(C=250)Slock(A)Slock(B)等待等待R(B=1000)等待等待Xlock(B)等待等待W(B=1100)等待等待Unlock(A)等待等待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 左图的调度是遵守两段锁左图的调度是遵守两段锁协议的，因此一定是一个协议的，因此一定是一个可串行化调度可串行化调度11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充

49、分条件，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。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事务都符合两段锁协议 11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理两段锁协议与防止死锁的一次封锁法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一次

50、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务可能发生死锁11.5 11.5 两段锁协议两段锁协议辽宁工程技术大学电子与信息工程学院辽宁工程技术大学电子与信息工程学院 数据库原理数据库原理11.6 11.6 封锁的粒度封锁的粒度封锁对象的大小称为封锁粒度封锁对象的大小称为封锁粒度(Granul