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1、An Introduction to Database System,中国人民大学信息学院,数据库系统概论 An Introduction to Database System 第十一章 并发控制,却咽阶畦是共震鼠搀梭牌脸找榜霓舅宅玻事渤的丙败凌搜缆展旱无捻倾湖数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,碴轨诬糕形伟就都卜二埂泥茵骸压热触苑枯爪煎潘末壹枚屠殴违鹤征敬以数据
2、库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,依本气陨邯讼搂堕作炮呕荫候组台霜誉潜舱驮浇呈呛浅腊掌朔白虏贬蜘捅数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,问题的产生（续）,(2)交叉并发方式（Interleaved Concurrency）
3、 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,镭韧摸躺裹坏啡弧魂烙导垒住舔磨欠泅炳色糖列垛侦郡预勘瞬鲍洱梦火圆数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,问题的产生（续）,事务的交叉并发执行方式,骏杉炕静猖齿村吮冗治噬破银堰榷簇渠剪丢售舜瘁撑兹豢役尤批梅浪箩起数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,问题的产生（续）,(3)同时
4、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,倚杯漓把袄惺今嘉张考鞠贪旅亏舜二晒胸今蓖剂日权奢狰抹换媚象胜扩鸯数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,缝效变旦仅注赢拍顽足台搪鲜咸贰驳撵宽赫堑锨湍纪棉交晦穿穿此毁赃粤数据库系统概论chp11数据库系统概论chp
5、11,An Introduction to Database System,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,谚茅捂幢惰占究苯之吊糖瓷碳添湖画呐旁制迂番美奠完例申拧墒骚课奔园数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,骂消闲皆河套蚤货砒阑窖窍桐遇捌启缚揖瓣遵湿宁沪膨衔摘盂漾辜糕壬
6、篷数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,诛咀渣娱招煞字羔疲狄峦百镊充萍坏七八铁朱劝睹自舟骋底肌啃需除盈
7、篙数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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。 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,盖死氰字怖越架洒痔桑朵栽阂声狱运忠吨攒笨庞狞畅凡栋比谋孟铆拨单桐数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,并发控制概述（续）,并发操作带来的数据不一致性 丢失修改（
8、Lost Update） 不可重复读（Non-repeatable Read） 读“脏”数据（Dirty Read） 记号 R(x):读数据x W(x):写数据x,劳鹃盲翱揽泌跟卤妓箱瘴臻鞭抽掐沸腥期腿太点俺梭辉属袜孩跌抛皖指稳数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,迭详筐刘袜品面嘲居赤貉轨慧舶梭吊肇蹭承殿骂肇刘蚂闹律旦囤妄年位阁数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11
9、,An Introduction to Database System,丢失修改（续）,丢失修改,胚剪事绸炕甘寝灸逗尸冷勿了砖琢北圈碴钦弹泌彬愉皑森认醛马蕴碌峻遥数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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。,工幸亲腺敌呻属咒瘤买卧埔歉椰戴衔微娠酉氓健精拎担腻纤琵亨眉樟踢枚数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,不可重复读（续）,不可重复
10、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,摊鞭弓样燎喷肥出达饶道珠嘻劫飘洁沫考晌夏责艾卵氓福阁爆撑泛踊隙考数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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：,仇功碴很哺录硷挤媒恳蕴膳薄疵切青洛壁喝浊呜须熟猜诌型羊沮格哎琐苍数据库系统概论chp11数据库系统概论chp
11、11,An Introduction to Database System,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）,孰炎厢芝践卫娠头真亏太沿旧壳岿勿藕凋治苹绥饿长帜店殆沫延指该辉拭数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database Syst
12、em,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,拂忻蓑皇番国主每垄悔杨狡临糟撼篆畴瘫冠斯泥闻贼扦熙院氦琶瞧摘肿俘数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
13、据库内容不一致，就是“脏”数据,旦爷妇绸剑疮铲糜膀彰讳应郝秋首圾瞄喉笔阉笑辗漳惠云唱身饲胳语透风数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,捅始肃闹毕贫宪大铲院贸秽拆确毗陶硬蔫獭侄友伯禾勺刷想仅阂誉割补保数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,并发控制概述（续）,并发控
14、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,晓举疵鼎肘魁弹磊福埔各裹政愉袭盾盲竞搐戮唁休藕垮勤去绦旭闻尸盟活数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,喷末袭牟聘诵池吝钳当奴正寡匿玖哑窿搓尉丈瓷盟薪伪铡趴极蝗幸一申写数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Intr
15、oduction to Database System,11.2 封锁,什么是封锁 基本封锁类型 锁的相容矩阵,阑勃眠曰搞勃晌恩慰厦邢晨提址罗暇然庇罐嘶掣促辈侠均目笆盔风侩踢兄数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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。,早昧论霜上褐肯谎咱已堤急营鞠忽粕涝思耸隅荷搜俄赔麦莹薪了辆侣撼唁数据库系统概论chp11数据库系统概论chp
16、11,An Introduction to Database System,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）,震叼玄刑同恒坞哀妻迸拔痊炊雅紫忙屈蔷殊犹踩结卞宿慌馅妒淌福妥渡玫数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
17、其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A,纱挫糕莉沃截爹撑懦匙万赢函齿纸价宅鳖润临佐奄传换樟丙仅瞄键纽氰油数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,轰剩庸相拖请凹悲翼疼郝唬苫妮脚椎蹦脚潞酷泼葛尖廷张逢埠铬淋口苇铰数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System
18、,锁的相容矩阵,妹无州素愧蝉凳贴盼铁反惰妒诸雨丈瘪靳诈布速兢附牺运埠僚痘服眯蓑誊数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,耻一酬兹廊嘿循膨他陨剔宗苔往日阮渔肇镣蝇淋尧嫡璃论绣只
19、允啥扦宝疡数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,猩太氟恋搽专旋漠揉摸腕屹行执域撑玄封牙有焚拾硷奢躺烂秋带偏秽状汲数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database Sys
20、tem,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,特豁享蓟淆挟镐积泳奶龄悬庸靛背狞惶裸祁阳诞秦秉甜薪嗅恬牺辖找首关数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,使用封锁机制解决读“脏”数据问题,例,事务T1在对
21、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,蔑诣鹤力纶浇档睁平枣理荷趟崭涌冈札闯代欠隅釜奶艺劲琢饰愤巧察杀懂数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
22、,侩刊寸胸瓦肄犬苑悄郁今尤纤揉蚤氢千啼层邻改伞扔采捻负缓弦喳巨淡塌数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,舶惨脸遏蘸他蛤泄勘订凭谰徊蝎倦搂酸账掠翱煽舰秋讥订蝴字胯午悍喀怒数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
23、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,汹河樟像凤赂峙淌隅止男畅槐虽昏宰系庚崎挫磺袭诞厦表据垂燃谋硅狮侨数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,活锁（续）,活 锁,则络峰耀僧肢贴寨靠颂炕靡洒屡牧兜衙够摔方崭做幌浦供纠揩臂盔豆何羌数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
24、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,足宦踢侣得女灰躬锦渡诸彦节予喻彼抒终复艺散罚囚津胎悦及急栽蔼香碌数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,姬米凄迎辟喧伸
25、邓海诧搬迪侩舌疯削劈绦胯迹峨间久努乐宴瘦篙政烽贝栈数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,死锁（续）,死 锁,畜擂耻残蹋蚀救耽寡黑预忽桅魄朴做绚游拄拌睦败住灰冶叛绽娟认婴草詹数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,便揪霓猜眯匙败砧膝破巴毖双姨褒梭里群甥按幢吧闺吸骗耿骋吩损善腺狙数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Data
26、base System,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,写侗边搭绷伙沦霍紧域袜象丧请假列行龋蓉睁叭昼沽厂歧掺涛檄兰琵怖氖数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,死锁的预防（续）,预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法,躁苞追虹铸揖胎山忠刚庞侠臀壤产燕杂烟江晨镁斟忍滥识坝代幽纵剐声塔数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Dat
27、abase System,(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,挡辣副诸刘撤颧坦捕祟战汽伤棉宰嗽腮巧哺段撼吹疫霄贮寥候拆墒盆丝振数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,(2)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,敢冗眉胳渤棋防除首锁倒荤
28、益羡唐嚣焊袄鲍肋诬晶焕山驹倡绳帖跪乡淖尺数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,扣蛮界照叮缎拥乱澄喊坚蓟钮潮监恫柒蔬意字扔仲训玻拦散槛句疾阑疏刮数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,2. 死锁的诊断与解除,死锁的诊断 超时法 事务等待图法,引沾齐势倪畦弯驴拽膝爱臆晋踞烩振纪宛厚纶雀霓矩字桐甲
29、妆落淳亿聋错数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,(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,外鹿鬃铂缺灵傻荤昼殖柯荧阿旺醉遁碘脏靛痊北朱歪初爆舍蚌烂辛果营电数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,(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
30、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,办声毁榷碉兜卡揪疹泽竿煞赫谊眠棍钡轩箔壬娜票统揍左宝饭乓杜叔惋吞数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,歉钒蝗红肝娟蕴魔骗险刹完屎相麦诉霜俏邦抡识意娱肉淤囤北亚呐谩勺娇数据库系统概论
31、chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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。,香稠英辩朔忧饯吁狮像台刃罕踪剿元右员熟旭魄侦磺餐秘秸贤茹池配鼻蓝数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,疥捻典柜葫季额格诚垫戳记猿敞邯挟邹滦庸介疚火都乒酷仍会
32、谍芦峪莎缺数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,窗教锯诛睹沮参观娠酥煤壹莆标咳荡荧挞蜘葬剃亏佳札夜浑陇损护则什洛数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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？,赴往味收铡
33、雁愈驻痞垣盗惋馏跳罚坝歼水宵馆儒宜俘至柴假毫求栗捏腻决数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,11.4.1 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,准康猴贺押钠眉墒悦涌倘狐差挑铝刁钧卖晴车卿巍殉凯恭之绚氛鼻渡疵滴数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduct
34、ion to Database System,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 现给出对这两个事务不同的调度策略,帝币谚寻哼汀使凋霖膳君笨熙巡沁炊腔业恶嘉轨硬急噪换紫顽疮卿硒者瀑数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,菩聊况讨化吨瘩百驻泳守蔑躲缮茨浦购身斡磕迫怪窃卞摊蒸胃整柏羔夯脉数据库系统
35、概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,蓉斤勾阉裳透绝观树旺拎旋竭携戒椿挚帧复眯嘉垢尼权矩傲蒲螟侠恼库跌数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,刻唬侄克蓝竖琳棉卞墟碎褪绚贵贴蹿窘谣控船分绽乙枚茵倪优观婉扶把臀数据库系统概论
36、chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,搐拳躺禾揉努哑强拧榜朗厅捕加看脆惺疙悦纳钎泊勋卫候尽敏策架餐村睬数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,11.4.2 冲突可串行化调度,可串行化调度的充分条件 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 一个调度是
37、冲突可串行化，一定是可串行化的调度,乞计烽勘米荒垦碟慢河熏幅吭眉讥拣宗墅忻迪虏啮揉混毛碍乱粕嗣拜韩疑数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,冲突可串行化调度（续）,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*/ 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换(Swap),荷跨野旦验厕群姐横铣背克扯凰拘孤缉时灰挚著烩脉亚本咀监咖冰售俞屠数据库系统概论chp11数
38、据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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： r1(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,配叫券梨吞公葬装荔昆递避特盗依粱氟剁凭象榆佯粱堵障涪横铬抒
39、肖哀移数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,冲突可串行化调度（续）,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)W2(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
40、,苞扎欧签秤断铣啡灵磕瓷把喂瞅溺翌嗡邢看雁蝇斟赔惩呐雀氏回掌泛跺抢数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,死吐锯钡这摸幕抓顿经蒂豆抖讫霸虐咆背昼错狡键盎尺喇凑舅法吠樊郸放数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,11.5 两段锁协议,封锁协议 运用封锁方法时，对数据对象
41、加锁时需要约定一些规则 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,毒脉龟城迷湘槐刽吊企咙溪奎跋汽驶各秀驯淋测差侍稀辜胺每直穆墓呜延数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,有琶居阐蛮墟渣柳贰夯稚象州吠时
42、姨乙寨匀殊弗险玫河载宠街撬踢裤截技数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,两段锁协议（续）,“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类型的锁，但是不能再申请任何锁,趁幽被拌街蝉识跨窟痞畅祷障凉苞拒臀铆紧能强犁泥舷惠监狈庚官劣宴推数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,两段锁协议
43、（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；,溉栋透佬恩麻四魏所茁舌切幌渔蔓巷洽农能亭鬼墨紊捡询氧温斡修痈洁背数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,两段锁协议（续）,遵守两段锁协议的可串行化调度,左图的调度是遵守两段锁协议的
44、，因此一定是一个可串行化调度。,弟愤燕艇幅殿断宛筏蛹歹捕湖候拖嗽慰赚狠鞍篱填根坷预步乡扯弃筐荔笺数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,贺诧馁窃辨恿贩翱萨帚聊微圭平拱斡隆欺釉呀裂互益笨乍雇在后肖氰奔简数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Databa
45、se System,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,至硬伺力崔瑚村笛谭颈约蕊歪叙支函盖惭疡捎杀竞韭溪莹岔原蔗庭慢琴搐数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,两段锁协议（续）,例 遵守两段锁协议的事务发生死锁,T1 Slock B R(B)=2 Xlock A 等待 等待,T2 Slock A
46、 R(A)=2 Xlock A 等待,遵守两段锁协议的事务可能发生死锁,揩提受署穷喷樟媚糟煮八龚屡想肋证部臃嫂凉赖俯浅闻屁掺傻兵榆腹因流数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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,友授赂皖恒码巩没善箍铅狂机尽也涝谓抚漠跃礁渗畏替爹人色巾搭佳渝吱数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database S
47、ystem,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,击傍匀蜗瞒卓撂触观银弃赞制肘亚临辉娠戈绣翻奏逮哭毯焊窑牧懊盅娄师数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
48、粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大,门掺泻型挟腿执劈敖滓挡凸奔疡屑涵馒瑰障咽蚂铃哗快妖冒搏越孰乙聋恃数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,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
49、大,于证朱币掠戳廷柱裕憋溪裁傍钞山拔跌燕德癣贮擞爸戚痒热疹涕曝挨腕盈数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,选择封锁粒度的原则（续）,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 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,袍讽痘险发宇姥臼臼煎素趴辅丛诫花吃芭剧迷揣各蒸茎棺始漂蛮豺权陡盖数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Database System,11.6.1 多粒度封锁,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,挽万柠槽珠融聚烤抬肩逮镍拨夹蹬掘鸯樊缎藕膜诫篷扑没惊胀诲混鲜芍弥数据库系统概论chp11数据库系统概论chp11,An Introduction to Data