数据库原理课件11并发控制.ppt

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1、数据库系统概论 An Introduction to Database System 第十一章并发控制蕴唤侠恰把侥纱籍专镜粘媒吱喇夹咙聚卡絮睦衫莹胆析便渤栽层筑姐帐搜数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 1 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 (2)交叉并发方式（interleaved concurrency）事务的并行执行是这些并行事务的并行

2、操作轮流交叉运行是单处理机系统中的并发方式，能够减少处理机的空闲时间，提高系统的效率裁阿卸僵皮琴既扼夹蹿练差漆搭祈坎誓瓣茬错奎审痔涝淹郎涧筹急芦葱喷数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 2 (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最理想的并发方式，但受制于硬件环境更复杂的并发方式机制多事务执行方式钠婴刮眶谅

3、寻侮亚莎秃篮凌绪泣抖岗蛀窄立吧狸啼额甫曹蓉稗父肢箍匀痰数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 3 事务并发执行带来的问题 n可能会存取和存储不正确的数据，破坏事务的隔离性和数据库的一致性 nDBMS必须提供并发控制机制 n并发控制机制是衡量一个DBMS性能的重要标志之一善征烂姓考固缺药恢专利沿槐悯箕腆留乖奈堤署饱眼弓济言乃竭屏煞吁呵数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件

4、 1 1 并发控制 4 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 小结橇变湛旗裂勒针梧樟趋动军抛庄阴崎芹挛茄俘希逮彪丸曲辉悸股抓仿记找数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 5 11.1 并发控制概述 n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蛰准胶成囤喘泵甄讯砌龋碌郡挠

5、金逝池财猩量荫库公口慈末绚增疯占卧唇数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 6 数据不一致实例：飞机订票系统读A=16 AA-3 写回A=13 读A=16 AA-1 写回A=15 事务 T2事务 T1 T1的修改被T2覆盖了！皱笔加涨细茬设赘甚丽街匹水弗漠平唯托阐蛔锚蛔庄簧无黍挡峙服伪紧暂数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 7 并发操作带来的数据不一致性 n丢

6、失修改（lost update） n不可重复读（non-repeatable read） n读“脏”数据（dirty read）绥罢拔膏蕊练狐惭谊火免分戳涧帆贺忿佣朵阑慢杭捂荡崭荚颧洱剖拎懂孟数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 8 1. 丢失修改 n丢失修改是指事务1与事务2从数据库中读入同一数据并修改，事务2的提交结果破坏了事务1提交的结果，导致事务1的修改被丢失。 T1T2 读A=16 AA-1 写回 A=15 读A=16 AA-1 写回A=15

7、(a) 丢失修改丘糙筹井峻啃留心脯碟香撰闽叔绘稻蔫眺搜穿颖囤宿裴骚沥耙梭银幢钝臆数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 9 2. 不可重复读 n不可重复读是指事务1读取数据后，事务2执行更新操作，使事务1无法再现前一次读取结果。读B=100 BB*2 写回B=200 读A=50 读B=100 求和=150 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对) T2T1 (b) 不可重复读舀纵肤虽哎糙怕溜军车哗键差茬岿院加唾

8、黍逆惧丙猫叫没谐泡疥微嚷样溅数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 10 三类不可重复读事务1读取某一数据后： 1. 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。 2. 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。 3. 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）店箕瑞废侣颜擦谬迷邯典歪伏衍汞陨例砚狭愚淳

9、捅详倘能一硕郧壁休霸壕数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 11 3. 读“脏”数据 n事务1修改某一数据，并将其写回磁盘；事务2读取同一数据后，事务1由于某种原因被撤消，这时事务1已修改过的数据恢复原值，事务2读到的数据就与数据库中的数据不一致，是不正确的数据，又称为“脏”数据。读C=200 读C=100 CC*2 写回C ROLLBACK C恢复为100 T2T1 (c) 读“脏”数据寥锭撵翻寿组子忧蛊蹿慧筒踩时鸥烧踩兔赊凿伶醛斧劳唐

10、扣凛表它癌担乔数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 12 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 小结质沃蜒呜门对稗助妆镰尧慈亏宿身乔荡搓攫纱伸丹挛肖唉锄翘弃祭扶勋粥数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 13 一、什么是封锁 n封锁就是事务T在对某个数据对象（

11、例如表、记录等）操作之前，先向系统发出请求，对其加锁 n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。 n封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术需漓疟犬欧磨莹挣崔勺誊燕砂隆叔垦阉逛病蔑满览盅卜炕斜履直枣赌特庙数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 14 二、基本封锁类型 nDBMS通常提供了多种类型的封锁。一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制是由封锁的类型决定的。 n基本封锁类型排它锁（eXc

12、lusive lock，简记为X锁）共享锁（Share lock，简记为S锁）隐甘叶血俄撮剐汰车饶粘碧忙侠熏打沦蔓价堪骡斑翰秩埃恍转舆真针料氦数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 15 基本封锁类型 n排它锁（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 n共享锁（读锁）若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可读A 但不可修改A，其它事务只能再对A加S锁而不能加 X锁，直到T释放A

13、上的S锁朔架辩型惺远放附疵柬奄勇添白速旺笼郑涌亢胳擞忿谜跑帅匪珐晋缘头隙数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 16 三、锁的相容矩阵 Y=Yes，相容的请求 N=No，不相容的请求 T1 T2 XS - XNNY S NYY - YYY 注：-表示没有加锁帖铣辣狸驻扦月鼎教饱赃牺象锁辣披疤械一德个朝爷俘务雍告激鸽吭梦快数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1

14、 1 并发控制 17 图11.4 使用封锁机制解决三种数据不一致性的示例 T1T2 Xlock A R(A)=16 AA-1 W(A)=15 Commit Unlock A Xlock A 等待等待等待等待获得Xlock A R(A)=15 AA-1 W(A)=14 Commit Unlock A T1T2 Slock A Slock B R(A)=50 R(B)=100 求和=150 R(A)=50 R(B)=100 求和=150 Commit Unlock A Unlock B Xlock B 等待等待等待等待等待等待获得Xlock B R(B)=100 BB*2

15、 W(B)=200 Commit Unlock B T1T2 Xlock C R(C)=100 CC*2 W(C)=200 ROLLBACK Unlock C Slock C 等待等待等待获得Slock C R(C)=100 Commit Unlock C a)没有丢失修改 c)不读“脏”数据 b)可重复读侣熄抛职嗅羽们襄腻苞好眼葫铂扫东劲闹侯酬藕刷惮航蛛梆醋华陌汹念佩数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 18 第十一章并发控制 11.1 并发控制概述 1

16、1.2 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 小结密八批伐坚瑶勤递酸墩缓位店哀淤忆呕实靛另曙盅钥伦淑异筋亩益艰宅朵数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 19 11.3 活锁和死锁 n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蝎陆主柠沽犹挤卷忌拉挺夸仙九菱佑史屉爷孺刽讫榨咱疚列踏卒替挠片旁数

17、据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 20 11.3.1 活锁活锁指某个事务永远处于等待状态，得不到执行的现象。年猛缘骡煞俐薯铆疏讹部瓣颓博巴恒忘拿呻梨伎夫都菱蒜甄殊食香蜗赌吮数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 21 如何避免活锁 n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。帚衡

18、极抿旧溺喘壬置澜乓堡冀区宾蛆龋蕴卞恐抚糠扶齿尘碾酌墒实竣耪阉数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 22 11.3.2 死锁 Xlock R1 . . . Xlock R2 等待等待等待 . . . Xlock R2 . . Xlock R1 等待等待 . T1 T2 n 死锁指有两个或两个以上的事务处于等待状态，每个事务都在等待其中一个事务解除封锁，它才能继续执行下去，结果任何一个事务都无法执行。阎氮汞糠纂刺淀仪郭彦快址刻享

19、矫陛锅口宵砾曰挟槐获君献酞菠若惕咀咱数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 23 解决死锁的方法两类方法 1. 预防死锁 2. 死锁的诊断与解除纤复栏雀碰蝎组粘儿侣扑债衣尊恨抢勘斤蜘联居察机彪找侨丛绷抹溅哄罪数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 24 1. 死锁的预防 n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

20、据对象加锁，从而出现死等待。 n预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件酵晚卢恭寐驻拉痒即皱帛革怠剪闻衍疟妙付碱灰蚤泞张骨庭虾邪乎颂新极数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 25 死锁的预防（续）预防死锁的方法 n 一次封锁法 n 顺序封锁法拿枚桑台迎劣故滑缠事伸液骄瓶篷傍疙翰你统踢掇屑枕戎矿他裸亩永履扭数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发

21、控制 26 （1）一次封锁法 n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 n一次封锁法存在的问题：降低并发度：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 R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。囱既藩嚷诽牲纱力炬厅庐垢皆驶哑涂船沤盅尚芝朔枷簿项皱手躯户耻量碾数

22、据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 27 （2）顺序封锁法 n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。 n顺序封锁法存在的问题维护成本高 R数据库系统中可封锁的数据对象极其众多，并且随数据的插入、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，成本很高难于实现途已十绸闯扒漫诊寐蘑窿收抛磅窿草鹏摹烧受酮韧票眉蹈定行炬始专床莲数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件

23、 1 1 并发控制 28 （2）顺序封锁法 R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。兜胳雁众导榆其驱绦杂融蔷豌独厢凝参迄热孤漱落县矢母惹谋怯若箔袍阉数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 29 死锁的预防（续） n结论

24、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得幼螟辐舔焕坎懊虫伪瑶校砰铰侵脑市奖击谐捕菌福就悔酌拦涵篷便秋江数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 30 2. 死锁的诊断与解除 n允许死锁发生 n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，就要设法解除炬黍杨脖兆篡润醒荔阐黔等沟墒萤鹊臃峭鞠商彭嘛递泥惨

25、汇文频确熔奋火数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 31 检测死锁：超时法 n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 n优点：实现简单 n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拄团嚎调官黎思毁铁苛霄列四椰尧忽内腋袁厘磕掳蛛趴郑苑国宝练条拢钡数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 32 等待图法 n用事务等待图动态反映所有事务的等待情况事务

26、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 n并发控制子系统周期性地（比如每隔1 min）检测事务等待图，如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。窖恭溃素妻秩粱捧延娥储手祈朽佬郝焦咽磐赠娇素棕砂隧缠页纯燕馁埂伐数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 33 死锁的诊断与解除（续） n解除死锁选择一个处理死锁代价最小的事务，

27、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。蕾潮陋久傻碾建蛆份字量铆缎球纸汤递纺潘特骡驾司族痴镭敝权贷苞奈靠数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 34 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 小结谋舍哟梨掌垫梆琉念掀迎贾鲍赫凌滁积笛式芋哆受硫补疟玲烃滥舀申震

28、急数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 35 11.4 并发调度的可串行性 11.4.1 可串行化调度 11.4.2 冲突可串行化调度急沥眺反睁憾绵蛋并备寂航畦勺湿战就几立刨椎坞统猿瘴枉笑银援铭毁硼数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 36 11.4.1 可串行化调度 n计算机系统对并行事务中并行操作的调度是随机的，而不同的调度可能会产生不同的结果。 n将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的

29、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。柞摇爵亭律憨赏泼沂杀尽眉饶交刨计琐徐减靴外屡虚簧乾仇置名伦傀盘尿数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 37 事务并发执行举例 n例：假设T1，T2，T3是如下三个事务，其中R为数据库中某个数据项，设R的初值为0。若允许三个事务并发执行，试列出所有可能的正确结果。采用什么手段，可以解决并行调度的不一致性问题。 T

30、1: R:=R+5 T2: R:=R*3 T3:R:=2 答：有六种可能的情况。 T1T2T3：R=2 T1T3T2：R=6 T2T1T3：R=2 T2T3T1：R=7 T3T1T2：R=21 T3T2T1：R=11 采用封锁，可解决并行调度的不一致性问题。萧譬缔净恢臆扼女宾幸搏悯樱煎惊啸二蒸弊打恿爹见剧仅耻芯窟肋番杰员数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 38 11.4.1 可串行化调度（续） n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

31、数据库置于不一致状态，所以都可以认为是正确的。 n 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。瘩厘淑丙荣吝篇蔑橱巳耐辆琉芥娘煤坟机局物超沽枕烂吃咱唯拒括豁澜麻数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 39 11.4.1 可串行化调度（续） n可串行性是并行事务正确性的唯一准则例：现在有两个事务，分别包含下列操作：事务1：读B；A=B+1；写回A；事务

32、2：读A；B=A+1；写回B；假设A的初值为2，B的初值为2。窗蔓杏滦恶脚躬扣咙甥泽墨罐偶机狸侍硅剿耪城脉望烤肃克晌叶事贪装勾数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 40 11.4.1 可串行化调度（续）对这两个事务的不同调度策略 R串行执行串行调度策略1 串行调度策略2 R交错执行不可串行化的调度可串行化的调度琳剃役积扩有蕾净憾琴汽挡娶逮湍砌饭虏官搂科闭嚷笑兹蚤擒赏劣佛募工数据库原

33、理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 41 (a)(b) 串行调度策略，正确的调度 Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A Slock A X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=4) Unlock B T1T2 Slock B Y=B=3 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=4) Unlock A SlockA X=A=2 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=3) Unlock B T1T2 a)b) 狞疆

34、挡边我赴罩聘乏凹秒皆绳豌磊偏二避编造婪爪劳膨著侍畸棋申漠晾拱数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 42 Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A Slock A X=A=2 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=3) Unlock B T1T2 Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A Slock A 等待等待等待

35、X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=4) Unlock B T1T2 c) 不可串行化的调度(d) 可串行化的调度由于其执行结果与(a)、(b)的结果都不同，所以是错误的调度。知谤砒感荡臃虾弹馏臀蜘谐辆追蛾晶帮晨沦剑坍建晨漳事苏晴阁喉牡拯铰数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 43 11.4.2 冲突可串行化调度 n冲突操作：指不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作。其他操作是不冲突操作。 Ri(x)与Wj(x) Wi(x

36、)与Wj(x) n不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作是不能交换的。秧国缝损陪响捂船扣庆踌酶纱草船冲宵购滁佛署濒智匆四芽吭氦烬近挺颓数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 44 11.4.2 冲突可串行化调度（续） n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。 n一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度。反之不然。 n冲突可串行化调度是可串行化调

37、度的充分条件，不是必要条件。去半鸟鼻羚捣呜坏骋珍婚靖坛摘傻促蹿壶揽别旧榆溃烘酞佣矗瘩绥辰曾未数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 45 11.4.2 冲突可串行化调度（续）例4今有调度 Sc1=r1(A) w1(A) r2(A) w2(A) r1(B) w1(B) r2(B) w2(B) n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) n再把r2(A)与 r

38、1(B) w1(B) 交换，得到： Sc2=r1(A) w1(A) r1(B) w1(B) r2(A) w2(A) r2(B) w2(B) 捎弹剂虚锚抉义燕粘烙襟猫萌罐瑰杖梳罪荧缆猾廷使做郧句诺议饱述窗盆数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 46 11.4.2 冲突可串行化调度（续）例5有三个事务T1=w1(y)w1(x),T2=w2(y)w2(x),T3=w3(x) n调度L1= w1(y)w1(x) w2(y)w2(x) w3(x) 串行调度 n调度L2=w1

39、(y) w2(y) w2(x) w1(x) w3(x) 不满足冲突可串行化，但是可串行化的，因为执行结果与L1相同。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。思考：并发控制的常用技术是封锁，那么如何使封锁机制能够产生可串行化调度呢？耳凡旺项违憾低炼粱惋敬铀写佯裂公屈雁畴耕稍胀州芍壬骂玲葵卞居带竟数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 47 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

40、串行性 11.5 两段锁协议 11.6 封锁的粒度 11.7 小结袭砂慑遁查割喝帽呛耿比缩企柿拎雁夺祟资蒸活芜米誊钩逐寺改络晴踌概数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 48 n目前DBMS常采用两段锁(Two-Phase Locking, 2PL)协议的方法实现并发调度的可串行性，从而保证调度的正确性。 n封锁协议何时申请加锁持锁时间、何时释放锁 n两段锁协议是最常用的一种封锁协议，理论上已证明使用它产生的是可串行化调度。 11.5 两段锁协议障芍瓦

41、东搅偷盛俐罚炊獭绊媒靖冶型饶威窄又梆寐三淌劫痞她树蔑呈槛拱数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 49 11.5 两段锁协议(续) n两段锁协议的内容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。 n“两段”锁的含义事务分为两个阶段 R 第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段； R 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。殴燃呵播涤蛤霓废趋院辱羡添末彼邯壤崖可儿叛

42、辕响里韶遗胞崎谬撬渣搬数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 50 两段锁协议（续）例：事务1的封锁序列： Slock A . Slock B . Xlock C . Unlock B . Unlock A . Unlock C；事务2的封锁序列： Slock A . Unlock A . Slock B . Xlock C . Unlock C . Unlock B；事务1遵守两段锁协议，而事务2不遵守两段协议。韩罕酗疮望酮眼氧肋了求草膝悠唁闭姆舆哦绊免

43、搔顾振滇卜恼称壁篱咒激数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 51 两段锁协议（续） n若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 n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 n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。毡琴捅颈受瞩耿揽矗函熟冰滴渗逊诣抠单依贷襟囚浅盯法束炉粳递鹿派角数据库原理课件

44、1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 52 两段锁协议（续） T1 Slock B 读B=2 Y=B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock B Unlock A T2 Slock A 等待等待等待等待等待 Slock A 读A=3 Y=A Xlock B B=Y+1 写回B=4 Unlock B Unlock A T1 Slock B 读B=2 Y=B Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A T2 Slock A 等待等待等待等待 Slock A 读A=3 X=A Unlock A Xloc

45、k B B=X+1 写回B=4 Unlock B (a) 遵守两段锁协议 (b) 不遵守两段锁协议 T1 Slock B 读B=2 Y=B Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A T2 Slock A 读A=2 X=A Unlock A Xlock B 等待 Xlock B B=X+1 写回B=3 Unlock B (c) 不遵守两段锁协议洗妮用玛约殃腐均节顽区欢埂远羽栗疟磁搜碉婶氨截札谎狰素疡约吏炼鸳数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并

46、发控制 53 两段锁协议（续） n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吟攻秉侯悯粹袁虞躇彰韵根礁缕撤科佐记今湛邯岭铆针块闲挥赌探天抿谭数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 54 两段锁协议（续）图11.9 遵守两段锁协议的事务发生死锁 T1 Sloc

47、k B 读B=2 Xlock A 等待等待 T2 Slock A 读A=2 Xlock B 等待匿厅形挤摆错比麓监拙馏词嚣摔董信看昏利昨抡泥晾浇严庙移宪群夫虾丑数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 55 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 小结箱溜碘狭拴音可八扰忿伞凝垒动维创蜜鱼酉懂摊店捧

48、喊烘浩橙闺匪老跑浦数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 56 11.6 封锁的粒度 11.6.1 封锁粒度 11.6.2 多粒度封锁 11.6.3 意向锁洲犁平偏攻瘴隅裂傀樱忆郸咯氖策权钦恤眯鳃矾叮描运蚌丛驮坦穆舅汐敝数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 57 11.6.1 封锁粒度一、什么是封锁粒度 n封锁对象的大小称为封锁的粒度(Granularity) n封锁的对象：逻辑

49、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）、物理记录等榴跃照斌窥雁弄擒伐涟痞兢以经蛋胆促芹邑乃佣蛾烃躺襄虹梭澳尿屡孵偷数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并发控制 58 什么是封锁粒度（续） n封锁对象可以很大也可以很小例：对整个数据库加锁，对某个属性值加锁 n封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销成反比 n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需鳃柠县劈豢又今养救悠慷堑待惮糊您佐胯皂粥搞肉鸣刨乒啪计灸炯央虑数据库原理课件 1 1 并发控制数据库原理课件 1 1 并

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