数据库原理--第十一章

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1、计算机科学与技术专业,数据库系统概论 An Introduction to Database System第十一章 数据库的并发控制,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,问题的产生（续）,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,T2,T3,事务的串行执行方式,计算机科学与技术专业,问题的产生（续）,(2)交叉并发方式（

2、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,计算机科学与技术专业,问题的产生（续）,事务的交叉并发执行方式,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,问题的产生（续）,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

3、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,计算机科学与技术专业,第十一章 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 11.7 小结,计算机科学与技术专业,11.1 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,计算机科学与技术专业,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)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

4、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,计算机科学与技术专业,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，调度是对甲、乙两个事务的操作序列的随机的。 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,计算机科学与技术专业,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-r

5、epeatable Read） 读“脏”数据（Dirty Read） 记号 R(x):读数据x W(x):写数据x,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,丢失修改（续）,丢失修改,计算机科学与技术专业,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。,计算机科学与技术专业,不可重复读（续）,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

6、到与前一次不同的值,计算机科学与技术专业,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：,计算机科学与技术专业,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。后两种不可重复读有时也称为幻影现象（Phantom Row）,计

7、算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,读“脏”数据（续）,例如,读“脏”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,计算机科学与技术专业,并发控制概述（续）,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

8、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,计算机科学与技术专业,并发控制概述（续）,并发控制的主要技术 有封锁(Locking) 时间戳(Timestamp) 乐观控制法 商用的DBMS一般都采用封锁方法,计算机科学与技术专业,11.2 封锁,什么是封锁 基本封锁类型 锁的相容矩阵,计算机科学与技术专业,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。,计算机科学与技术专业,基本封锁类型,一个事务对某个数据对象加

9、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）,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业

10、,锁的相容矩阵,计算机科学与技术专业,锁的相容矩阵（续）,在锁的相容矩阵中： 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,计算机科学与技术专业,使用封锁机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

11、15 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。,没有丢失修改,计算机科学与技术专业,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才获得对B的X锁,可重复读,计算机科学与技术专业,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

12、 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100 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“脏”数据,计算机科学与技术专业,11.3 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,计算机科学与技术专业,11.3.1 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

13、是活锁的情形,计算机科学与技术专业,活锁（续）,活 锁,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,11.3.2 死锁,事务T1封锁了数据R1 T2封锁了数据R2 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 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,计算机科学与技术专业,死锁（

14、续）,死 锁,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,死锁的预防（续）,预防死锁的方法一次封锁法顺序封锁法,计算机科学与技术专业,(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,计算机科学与技术专业,(2)顺序封锁法,顺序封锁法是预先对数据

15、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,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,2. 死锁的诊断与解除,死锁的诊断 超时法 事务等待图法,计算机科学与技术专业,(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

16、时发现,计算机科学与技术专业,(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,计算机科学与技术专业,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,计算机科学与技术专业,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。,计算机科学与技术专业,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，使其它事务能继续运行下去,计算机科学与技术专业,11.4 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？,