第十一章并发控制.ppt.Convertor
第11章并发控制
并发控制概述
读 ‚ 脏 ‛ 数 据 (dirty read)
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 ， 事 务 T1 由 于 某 种 原 因 被 撤 消 ， 这 时 事 务 T1 已修改过的数据恢复原 值 ， 事 务 T2 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。
第十一章
并发控制
11.1 并发控制概述 11.2 封锁(Locking) 11.3 封锁协议(Locking Protocol) 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度
11.1 并发控制概述
多用户数据库系统 允许多个用户同时使用的数据库系统称为多用 户数据库系统。 多用户数据库系统面临着执行多事务的情况。 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，不能发挥数据库共 享资源的特点。
事务T2
declare @b int begin tran select @b = b from sales with(xlock) where id = 'A0001' update sales set b = @b *2 where id = 'A0001' commit tran
封锁协议
二级封锁协议 一级封锁协议+事务T在读取数据R前必 须先加S锁，读完后不等事务结束即可释 放S锁。 二级封锁协议可以防止丢失修改和读 ‚脏‛数据。 在二级封锁协议中，由于读完数据后即 可释放S锁，所以它不能避免不可重复读。
数据库系统概论并发控制
T1
T2
T1
T2
① Xlock C
获得
读 C=100
C=2*C
写回 C=200
③rollback
②读 C=200
① Xlock C
获得
读C=100
C=2*C
写回 C=200
③ rollback
②Slock C 等待
7
第七页，编辑于星期一：二十点 三十六分。
1.一级封锁协议
一级封锁协议 :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 .
事务甲
事务乙
事务甲 事务乙
①读 A=16
②读A=16
③ A=16-1 ④写回 A=15
⑤ A=16-1
时
⑥写回A=15 间
①Xlock A 获得
读 A=16
③ A=16-1 ④写回 A=15
哪些是不正确的 .(设A、B的初值都为 2）
21
第二十一页，编辑于星期一：二十点 三十六分。
T1
Slock B
获得
读 B=2
Unlock B
Xlock A
获得
A=B+1=3 写回 A=3
Unlock A
T2
Slock A 获得 读A=2 Unlock A
Xlock B 获得
B=A+1=3
写回B=3
按某一次序串行地执行它们时的结果相同 ,我们称 这种调度策略为 可串行化 的调度 . 定理 : 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 .
例子 :有两个事务 : T1:读B; A=B+1; 写回A; T2:读A; B=A+1; 写回 B;
并发控制
利用封锁机制解决读“脏数据”
T1 ① Xlock C R(C)=100 C←C*2 W(C)=200 ② ③ ROLLBACK (C恢复为100) Unlock C ④ Slock C 等待 等待 等待 等待 获得Slock C R(C)=100 Commit ⑤ Unlock C T2
11.3 活锁和死锁
封锁技术可以有效地解决并发操作的一致性问题，但也带来一些新的问 题
死锁
活锁
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„„
并发控制（续）
T1 T1
T1 T2
T2
T3
T1
T2
T2 T1
T3
T3
T2
T3
(a)事务的串行执行方式
(b)事务的交叉并发执行方式 图11.1 事务的执行方式
并发控制带来的问题
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 DBMS必须提供并发控制机制 并发控制机制是衡量一个DBMS性能的重要标志之一
Xlock B
等待 等待
③ R(A)=50 R(B)=100 求和=150 Commit Unlock A Unlock B ④ 等待 等待 等待 等待 等待 等待 获得XlockB R(B)=100 B←B*2 ⑤ W(B)=200 Commit
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
第十一章并发控制
lock R1
• lock R2 等待 等待
•
lock R2 • lock R1 等待 你有办法解决死锁问题吗？
第十一章 并发控制
•
•
解决死锁问题
1、预防性方法 • 一次性封锁法：要求每个事务必须一次将所有数据全部加锁成功，否则 释放锁等待； • 顺序封锁法：预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务必须按顺序 实行封锁。 2、治疗性方法 • 超时法：认为某事务等待时间超过规定时间就发生了死锁。 • 等待图法：构造事务相互等待的有向图。定期检测，若图中有回路，则 发生死锁。此时，选择某个代价较小的事务释放其获得的封锁。
第十一章 并发控制
数据库是共享资源，可供多个用户同时使用。
问题：若有数百个事务同时执行，它们会怎么执行呢？
事务的串行执行 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 统资源和发挥数 据库共享资源的 特点。
第十一章 并发控制
事务的交叉并发执行
T1
T2
T3
T2 T1
X S -
X N
N Y
S N
Y Y
Y
Y Y
封锁类型的相容性
第十一章 并发控制
T1
T2
封锁示例
T1 ① Xlock A ② R(A)=16 Xlock A ③ A←A-1 Commit ④ 等待 等待 获得Xlock A R(A)=15 A←A-1 ⑤ W(A)=14 Commit Unlock A W(A)=15 等待 Unlock A 等待 T2
第十一章 并发控制
这个程序段有问题吗？
思考飞机售票事务的程序段： 从数据库读机票余额A 若A>0，则A=A-1 向数据库写回A 这段程序有问题吗？
数据库系统原理并发控制课件
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
① 甲售票点(甲事务)读出某航班的机票余额A，设A=16； ② 乙售票点(乙事务)读出同一航班的机票余额A，也为16； ③ 甲售票点卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以A为15，
把A写回数据库； ④ 乙售票点也卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以A为15，
T2
Xlock B 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待
使用封锁机制解决不可重复读问题
T1 ④
⑤
T2 获得XlockB R(B)=100 B←B*2 W(B)=200 Commit Unlock B
使用封锁机制解决读“脏”数据问
T1 ① Xlock C
题 T2
R(C)=100
C←C*2
❖ 上面飞机订票例子就属此类
丢失修改（续）
T1
T2
① R(A)=16
②
R(A)=16
③ A←A-1 W(A)=15
④
A←A-1
W(A)=15
丢失修改
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的结果。
❖ 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，
❖ 并发控制机制是衡量DBMS性能的重要指标之一。
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
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 ▪ 保证事务的隔离性和一致性 ▪ 保证数据库的一致性
数据库第11章并发控制ppt课件
T2
Xlock A 等待 等待
④
⑤
2019/12/27
获得 Xlock A 读A=15
A←A-1，写回A=14
兰彬C制o作mmit，Unlock A
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一级封锁协议：读“脏”数据
T1 ① Xlock A
获得 ② 读A=16
A←A-1 写回A=15 ③
T2 读A=15
④ Rollback
Unlock A
共享锁 — 读锁，S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。
2019/12/27
兰彬制作
19
封锁的相容矩阵
T2 X
-
T1
X
N
N
Y
S
N
Y
Y
-
Y
Y
Y
Y=Yes，相容的请求
N=No，不相容的请求
2019/12/27
兰彬制作
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11.3 封锁协议
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X锁或S锁
常用的封锁协议：三级封锁协议
2019/12/27
兰彬制作
21
1. 一级封锁协议
事务T 在修改数据R之前必须先对其加X锁，直 到该事务结束才释放
标志之一
2019/12/27
兰彬制作
5
11.1 并发控制概述
并发控制机制的任务
对多个事务的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
第11并发控制
在事务的调度中，如果两个事务都需要操作一个数据，在 什么情况下可以并发执行，在什么情况下不能并发执行？
若两个事务都是读同一个数据，则可以并发执行，否则 就不能并发执行。
因此，存在两个事务T1和T2，如果其中一个已经为某数 据加锁，另一个事务是否可以对该数据申请加锁，如下表 所示(相容矩阵)。
T1 T2 X
R(B)=100
BB*2
W(B)=200
R(A)=50
R(B)= 对)
看下例：
第4页/共36页
第十一章并发控制
例3：
T1
T2
R(C )=100 CC*2 W(C )=200
R(C )=200
故障，回滚 ROLLBACK C恢复为100
发生的现象是什么？
T2读取了不正确的数据 ——读“脏”数据
– 本章的主要内容。
首先，考察在并发执行时，如果事务的一致性被 破坏，具体会发生怎样的现象？
第2页/共36页
第十一章并发控制
例1：在飞机订票系统中，售票点甲(事务T1)读出某航班的机票余
额A，设A=16；售票点乙(事务T2)读出该航班的机票余额A也应该 为16；现在售票点甲(事务T1)卖出一张机票，在此同时售票点乙(事 务T2)也卖出一张机票，T1和T2的调度如下：
例2：
T1 R(A)=50 R(B)=100 求和=150
R(A)=50 R(B)=200 和=250 (验算结果不 对)
T2
R(B)=100 BB*2 W(B)=200
限制T2对数据的写，但T2 可以读数据，why?
因为T1也只是读数据。
第8页/共36页
第十一章并发控制
例3：
T1
T2
R(C )=100 CC*2 W(C )=200
第十一讲 并发控制技术
两段锁协议（续）
两段锁协议的几种形式：
基本2PL 保守2PL或静态2PL（一次封锁协议） 严格2PL：排他锁必须在事务结束时释放 精确2PL：（三级封锁协议）
遵守两段锁协议的事务可能发生死锁
※ 分析：上述协议对数据不一致问题的解决！！
封锁技术（续）
活锁和死锁问题
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：死锁与活锁
活锁问题的解决方法
采用先来先服务的策略！
死锁问题的两类方法
1. 预防死锁 2. 死锁的诊断与解除
封锁技术（续）
死锁的预防
预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件。
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）
记号
R(x): 读数据x W(x): 写数据x
都等于T2的值，X的值都等于T3的值
并发调度的可串行性（续）
视图可串行化调度
※ 视图等价
若S与S’是基于相同数据集的两个不同的调度，若满足下列三个条件， 则称S与S’是视图等价的： 1）对于每个数据项X，若事务Ti在调度S中读取了X的初值，则在S’中Ti也 必须读取X的初值； 2）对于每个数据项X，若事务Ti在调度S中执行了R(X)，且读取的X值是由 事务Tj执行W(X)产生的，则在调度S’中，Ti的R(X)操作读取的X值也必须是 由Tj的同一个W(X)产生的； 3）对于每个数据项X，若事务Ti在调度S中执行了最后的W(X)操作，则在 调度S’中Ti也必须执行最后的W(X)操作。
chap11并发控制
一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度。
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) ，其它操作 可交换。
❖ 共享锁（Share Locks，简记为S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。
封锁类型的相容矩阵：
绪 论使用封锁机制解决丢失修改问题
T1 ① Xlock A ② R(A)=16
③ A←A-1 W(A)=15 Commit Unlock A
存在的问题：
❖ 降低系统并发度。 ❖ 难于事先精确确定封锁对象。
2.顺序封锁法：即按序分配，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。
结论：
绪 论 11.1 并发控制概述
事务是并发控制的基本单位，保证事务ACID特性是事务处理的重要任务， 而事务ACID特性可能遭到破坏的原因之一是多个事务对数据库的并发操作造 成的。
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
并发操作带来的数据不一致性包括： 一.丢失修改（Lost Update） 二.不可重复读（Non-Repeatable Read） 三.读脏数据（Dirty Read） 并发控制的主要技术有封锁（Locking）、时间戳（Timestamp）和乐 观控制法。商用的DBMS一般都采用封锁方法。
数据库原理第十一章并发控制
衬底1
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）
1
2
基本封锁类型
衬底1
1
2
3
排它锁
衬底1
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
衬底1
01
对并发操作进行正确调度
02
保证事务的隔离性
03
保证数据库的一致性
并发控制机制的任务
11.1 并发控制概述
衬底1
并发控制概述（续）
T1的修改被T2覆盖了！
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 ① 甲售票点(甲事务)读出某航班的机票余额A，设A=16； ② 乙售票点(乙事务)读出同一航班的机票余额A，也为16； ③ 甲售票点卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以A为15，把A写回数据库； ④ 乙售票点也卖出一张机票，修改余额A←A-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
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
03
02
05
01
04
11.3.2 死锁
衬底1
死锁（续）
T1
T2
lock R1
•
•
Lock R2
•
•
Lock R2.
•
等待
•
等待
Lock R1
等待
等待
等待
等待
•
死 锁
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数据库原理咸阳师范学院信息工程学院第十一章并发控制本章主要教学内容:11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 封锁协议11.4 活锁和死锁11.5 并发调度的可串行性11.6 两段锁协议11.7 封锁的粒度重点及难点：了解并发控制的概念；了解并发控制带来问题；掌握三级封锁协议；掌握并发调度的可串行性并发控制概述多事务执行方式(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并发控制(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，提高系统的效率并发控制(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事务并发执行带来的问题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DBMS必须提供并发控制机制并发控制机制是衡量一个DBMS性能的重要标志之一11.1 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T1的修改被T2覆盖了！数据不一致实例：飞机订票系统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）1. 丢失修改丢失修改是指事务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。
2. 不可重复读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。
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）3. 读“脏”数据事务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。
图11.1 三种数据不一致性(a) 丢失修改图11.1 三种数据不一致性(b) 不可重复读图11.1 三种数据不一致性(c) 读“脏”数据第十一章并发控制11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 封锁协议11.4 活锁和死锁11.5 并发调度的可串行性11.6 两段锁协议11.7 封锁的粒度11.2 封锁一、什么是封锁二、基本封锁类型三、基本锁的相容矩阵一、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。
封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术11.2 封锁一、什么是封锁二、基本封锁类型三、基本锁的相容矩阵二、基本封锁类型DBMS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。
基本封锁类型排它锁（eXclusive lock，简记为X锁）共享锁（Share lock，简记为S锁）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11.2 封锁一、什么是封锁二、基本封锁类型三、基本锁的相容矩阵三、锁的相容矩阵第十一章并发控制11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 封锁协议11.4 活锁和死锁11.5 并发调度的可串行性11.6 两段锁协议11.7 封锁的粒度11.8 小结11.3 封锁协议在运用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常用的封锁协议：三级封锁协议1级封锁协议事务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）1级封锁协议可防止丢失修改在1级封锁协议中，如果是读数据，不需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。
没有丢失修改1级封锁协议读“脏”数据1级封锁协议不可重复读2级封锁协议1级封锁协议+事务T在读取数据R前必须先加S锁，读完后即可释放S锁2级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。
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级封锁协议不可重复读3级封锁协议1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3级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。
可重复读不读“脏”数据第十一章并发控制11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 封锁协议11.4 活锁和死锁11.5 并发调度的可串行性11.6 两段锁协议11.7 封锁的粒度11.8 小结11.4 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11.4.1 活锁如何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。
11.4.2 死锁T1 T2Xlock R1...Xlock R2等待等待等待...Xlock R2..Xlock R1等待等待.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死锁的预防预防死锁的方法一次封锁法顺序封锁法（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一次封锁法存在的问题：降低并发度扩大封锁范围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（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高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，成本很高顺序封锁法难于实现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.2. 死锁的诊断与解除允许死锁发生解除死锁由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，就要设法解除检测死锁：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。
死锁的诊断与解除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。
第十一章并发控制11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 封锁协议11.4 活锁和死锁11.5 并发调度的可串行性11.6 两段锁协议11.7 封锁的粒度11.5 并发调度的可串行性一、什么样的并发操作调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的一、什么样的并发操作调度是正确的计算机系统对并行事务中并行操作的调度是的随机的，而不同的调度可能会产生不同的结果。
将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的调度策略。
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什么样的并发操作调度是正确的以不同的顺序串行执行事务也有可能会产生不同的结果，但由于不会将数据库置于不一致状态，所以都可以认为是正确的。
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。
什么样的并发操作调度是正确的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2：读A；B=A+1；写回B；假设A的初值为2，B的初值为2。
什么样的并发操作调度是正确的对这两个事务的不同调度策略串行执行串行调度策略1串行调度策略2交错执行不可串行化的调度可串行化的调度(a) 串行调度策略，正确的调度Slock BY=B=2Unlock BXlock AA=Y+1写回A(=3)Unlock ASlock AX=A=3Unlock AXlock BB=X+1写回B(=4)Unlock BT1T2(b) 串行调度策略，正确的调度Slock BY=B=3Unlock BXlock AA=Y+1写回A(=4)Unlock ASlockAX=A=2Unlock AXlock BB=X+1写回B(=3)Unlock BT1T2(c) 不可串行化的调度Slock BY=B=2Unlock BXlock AA=Y+1写回A(=3)Unlock ASlock AX=A=2Unlock AXlock BB=X+1写回B(=3)Unlock BT1T2(c) 不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。
(d) 可串行化的调度Slock BY=B=2Unlock BXlock AA=Y+1写回A(=3)Unlock ASlock A等待等待等待X=A=3Unlock AXlock BB=X+1写回B(=4)Unlock BT1T2(d) 可串行化的调度由于其执行结果与串行调度（a）的执行结果相同，所以是正确的调度。