第8章并发控制.ppt

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1、第八章第八章 并发控制并发控制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（程序）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或以上。问题的产生（续）问题的产生（续）v 不同的多事务执行方式 (1)串行执行（serial）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问题的产生（续）问题的产生（续）(2)交叉并发方式（Interleaved Concurrency）在单处理机系统中，并行事务的并行操作轮流交叉运行 单处理机

2、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，提高系统的效率问题的产生（续）问题的产生（续）事务的交叉并发执行方式问题的产生（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问题的产生（续）问题的产生（续）v事务并发执行带来的问题:多个事务同时存取同一数据;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。第八章第八章 并发控制并发控制8.1 并发控制概述并发控制概述8.2 封锁封锁8.3 封锁协议封锁协议*8.4 活锁

3、和死锁活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议两段锁协议*8.7 封锁的粒度封锁的粒度8.8 小结小结8.1 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T1的修改被的修改被T2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T1)读出某航班的机票余额A，设A=16；乙售票点(乙事务T2)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

4、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 n 结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少1 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):

5、读数据x W(x):写数据x 1.丢失修改丢失修改v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。v上面飞机订票例子就属此类 丢失修改（续）丢失修改（续）T1T2 R(A)=16R(A)=16 AA-1 W(A)=15WAA-1W(A)=15丢失修改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。不可重复读（续）不可重复读（续）v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，得到与前一次不同的值 不可重复读（续）不可重复读（

6、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：不可重复读（续）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

7、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）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，即不正确的数据 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 n T1将C值修改为200，T2读到C为200n T1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100n 这时T2

8、读到的C为200，与数据库内容不一致，就是“脏”数据 并发控制概述（续）并发控制概述（续）v数据不一致性的原因：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 并发控制概述（续）并发控制概述（续）v并发控制的主要技术 封锁(Locking)时间戳(Timestamp)乐观控制法v商用的DBMS一般都采用封锁方法 第八章第八章 并发控制并发控制8.1 并发控制概述并发控制概述8.2 封锁封锁8.3 封锁协议封锁协议*8.4 活锁和死锁活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性并发调度的可串行性*8.6 两段

9、锁协议两段锁协议*8.7 封锁的粒度封锁的粒度8.8 小结小结8.2 封锁封锁v什么是封锁v基本封锁类型v锁的相容矩阵封锁（封锁（Locking）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。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）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

10、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 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 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 T1 T2XS-XNNYSNYY-YYY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

11、W(A)=15等待 Commit等待 Unlock A等待获得Xlock AR(A)=15AA-1W(A)=14CommitUnlock A例：例：n 事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁n 当T2再请求对A加X锁时被拒绝n T2只能等待T1释放A上的锁后T2获得对A的X锁n 这时T2读到的A已经是T1更新过的值15n 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。没有丢失修改没有丢失修改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T1T2 Slock ASlock BR(A)=50R(B)=100求和=150Xlock B等待等待 R(A)=

12、50等待R(B)=100等待求和=150等待Commit等待Unlock A等待Unlock B等待获得XlockBR(B)=100BB*2W(B)=200CommitUnlock Bn 事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁n 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n 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n 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n T1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁 可重复读可重复读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 X

13、lock 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n 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n T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待n T1因某种原因被撤销，C恢复为原值100n 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 第八章第八章 并发控制并发控制8.1 并发控制概述并发控制概述8.2 封锁封锁8.3 封锁协议封锁协议*8.4 活锁和死

14、锁活锁和死锁8.5 并发调度的可串行性并发调度的可串行性*8.6 两段锁协议两段锁协议*8.7 封锁的粒度封锁的粒度8.8 小结小结8.3 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

15、需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。1级封锁协议级封锁协议T1T2 Xlock A 获得 读A=16 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 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 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

16、前必须先加先加S锁锁，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。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 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)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。3级封锁协议级封锁协议T1T2 Slock A 读读A=50 Slock B 读读B=100 求和求和=150 读读A=50 读读B=100 求和求和=150 Commit Unlock A Unlock B Xlock B等待等待等待等待等待等待