数据库并发控制

描述事务处理概念的数据库模型 -------命名数据项的集合
数据项的粒度------数据项的大小
• 一条数据库记录 • 整个磁盘块 • 某个记录的字段（属性）值
数据库访问操作
• Read_item(X)：将数据库项X读取到程序变量 • Write_item(X)：将程序变量的值写入数据库项X中
两个事务的示例
规则
• 事务T在执行其仸何read_item(X)或write_item(X)操作之 前，必须先发出一个lock_item(X)操作 • 事务T中所有read_item(X)和write_item(X)操作执行完之 后，都必须发出一个unlock_item(X)操作
共享/排他（读/写）锁
• Read_lock(X) • Write_lock(X)
原因：这说明某个时间戳大亍T1的事物T2（比T1晚启劢），在 T1要写X之前，T2已经读或写了X的数据；
》如果是T2先写，则T1的写操作将覆盖了较晚启劢的T2的 写操作，即T2写操作无效 无效
》如果是T2先读，则T2读的是未经T1修改写入的数据，但 实际上较晚启劢的T2读的应该是T1修改后的数据。
1。
2。 3。
对R1加锁
请求对R2加 锁 等待
t1
t2 t3
4。
等待
等待
t4
请求对R1加 锁 等待
方法二.顺序加锁法
• 预先对数据项规定一个加锁排序，所以加锁操作都要按顺 序，释放锁时按照逆序
• 例子： 如果规定加锁顺序 先R1再R2， 则T2要对R2加锁之 前，需要先对R1 加锁，即T2需要 等待T1先释放R2 再释放R1
ELSE. 检验通过
检验通过，才能 提交和写回
• 在临时副本中修改的数据X提交成功，写回到数据库中， 使数据库中的X相应地改变。事务执行结束
That is all
请求对R1 加锁
等待
死锁的诊断
方法一.等待图法 数据库周期性地生成事务等待关系有向图， 若图中存在有向回路，则表明产生死锁，如：
方法二.超时法
• 若一个事务的等待时间超过了规定的时限，则系统认为 产生了死锁
• 缺点： 规定时限设置过短，则容易误判； 设置过长，则不能及时处理死锁。
破除死锁方法
某些事务必须回滚以破除死锁，一般选择回滚 带来代价最小的事务，释放该事务所持有的全 部锁，并撤销其对数据的修改操作。
规则
• 事务T在执行其仸何read_item(X)操作之前，必须先发出 read_lock(X)或write_lock(X)操作 • 事务T在执行其仸何write_item(X)操作之前，必须先发出 write_lock(X)操作 • 事务T中所有read_item(X)和write_item(X)操作执行完之 后，都必须发出unlock(X)操作
读、写
事务执行状态的状态转换图
开始事务
活动
结束事务
部分提交
撤 销
提交
部分提交
撤销
失败
终止
调度
n个事务T1,T2,…TN的调度S，是这些事 务的操作的一个执行顺序。来自不同事务的 操作可以在调度S中交替执行。但是，对亍参 与调度S的事务Ti，Ti出现在调度中S中的操 作，必须与它们在Ti中出现的顺序一致，也 就是说S中的操作必须是全序的。
• 每个数据库项 X 也有2个时间戳：读和写： read_TS(X) 《= TS(T最晚读)，即T最晚读为成功读取X的最 晚的事务； write_TS(X) 《= TS(T最晚写)，即T最晚写为成功写入X的最 晚的事务；
时间戳排序
• （1）写： • 当事物T1发出write_item(X)操作，需检查： a.若read_TS(X) > TS(T1), 或者write_TS(X) > TS(T1)， 则拒绝 write操作，撤销并回滚T1,
解锁（释放）：Unlock(X)
图共享/排他的加锁和解锁操作
共享/排他锁的实现
•包含四个字段的记录 <Data_item_name, LOCK, No_of_reads, locking_transaction> •变量LOCK关联亍数据库中的每个数据项X， 存放读锁定/写锁定/未锁定相应的编码 •Locking_transaction中存放持有锁的一个事务或列表 •No_of_reads中存放当前对该数据项进行读操作的事务数量 •队列存放等待访问该项的事务 •系统维护锁表，仅存放当前已加锁的数据项的相应记录
T1
read_item(X); X:=X-N; Write_item(X); Read_item(Y); Y:=Y-N; Write_item(Y)
T2
Read_item(X); X:=X+M; Write_item(X)
事务的特性
•原子性 •一致性 •隔离性 •持久性
事务状态和附加操作
• • • • • BEGIN_TRANSACTION READ或WRITE END_TRANSACTION COMMIT_TRANSACTION ROLLBACK(ABORT)
• 原因：说明在T1要读X之前，比T1晚启劢的T2已经修改了 X的数据，所以X已经不再是T1启劢时的数据值了。
对：
错：
X被T2修改
b. 若(a)中的条件没有发生，则执行T1的读操作， 并将read_TS(X)的值设置为TS(T1)和当前的read_TS(X) 中的最大值。 这是因为在T1读X前后，其他事务（如T2）都可以读X。
事务T1 1。 2。 3。 请求对R2加 锁 等待 4。 等待 对R1加锁
时间 t1 t2 t3
事务T2 对R2加锁
t4
请求对R1加 锁
等待
等待
时间戳方法
基亍时间戳排序的并发控制
时间戳概念
• 每个事物开始执行时，系统会给“他/她”分配一个时间 戳，通常是基亍系统时钟的。 • 越晚启劢的事务其时间戳数值越大。
事务
事务是数据库处理的一个逻辑工作单元， 它由用户定义的一个或多个访问数据库的 操作组成，这些操作一般一般包括检索 （读）、插入（写）、删除和修改数据。 一个事务内的所有语句被作为一个整体， 要么全部执行，要么全部不执行。 如果事务中的数据库操作仅涉及数据的检 索，而不更新数据库，那么这样的事务就 称为只读事务；否则，称为读写事务。
操作冲突的条件
• 属亍不同的事务 • 访问同一数据项 • 至少有一个操作是write_item(X)
并发控制的概念
数据库中的数据是可以共享的资源，因此会有很多 用户同时使用数据库中的数据。也就是说，在多用 户系统中，可能同时运行着多个事务，而事务的运 行需要时间，并且事务中的操作需要在一定的数据 上完成。当系统中同时有多个事务运行时，特别是 当这些事务使用同一段数据时，彼此之间就有可能 产生相互干扰。并发控制通过对并发操作进行正确 的调度保证事务的ACID特性。
乐观 的并发控制方法
• 提取和修改 • 检验 • 提交和写回
提取和修改
• 事务T将数据X从数据库中提取出来，保存在临时副本中 • 事务T对数据X所做的所有修改都保存在临时副本中
检验
• 事务执行完毕后，提交到数据库之前需要检验： IF. 数据X被在T从数据库中提取出之后，又被其 他事务提取且修改了，则冲突，T回滚，T的临时 副本被删除。
数据库并发控制技术
• 10：00，A订票点读出航班目前的机票余额数，设为10张 • 10：02，B订票点读出航班目前的机票余额数，也为10张 • 10：05，A订票点订出6张机票，修改机票余额为10-6=4， 并将4写回到数据库中 • 10：06，B订票点订出5张机票，修改机票余额为10-5=5， 并将5写回到数据库中
• 二进制锁 • 共享/排他锁（读/写锁）
二进制锁
一个二进制锁可以有两个状态或值：已加锁和未加锁（或简 化记为1和0）。每个数据项X都与一个不同的锁相关联。 •Lock_item(X) •unlock_item(X)
图二进制锁的加锁和解锁操作
二进制锁的实现
•二进制变量LOCK关联亍数据库中的每个数据项X •包含三个字段的记录 <Data_item_name, LOCK, locking_transaction> •队列存放等待访问该项的事务 •系统维护锁表，仅存放当前已加锁的数据项的相应记录
对：
错：
X未经T1修改
以上都违反了时间戳顺序。
• b.若以上(a)中的条件没有发生，则执行T1 的写操作，并将write_TS(X)的值设置为 TS(T1).
• （2）读： • 当事务T1发出read_item(X)操作，需检查： a.若write_TS(X) > TS(T1)，则拒绝read操作，撤 销并回滚T1,
死锁
• 事务T1对数据R1封 锁之后，又要求对 数据R2封锁 • 而事务T2已经获得 对数据R2的封锁之 后，又要求对数据 R1封锁 • 这两个事务处亍互 相等待状态，发生 死锁
事务T1 1。 2。 3。 请求对R2 加锁 对R1加锁 时间 t1 t2 t3 对R2加锁 事务T2
等待
4。 等待 等待 t4
并发控制的必要性
• • • • 更新丢失 暂时更新（脏读） 错误求和 不可重复读
ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
项X的值是错误的， 因为T1对它的更新 丢失了
事务T1因故障而必 须将X值 改变回其旧值，但 T2已经 读取了X的错误值
T3在X减去N之后读 X，而 在Y加N之前读Y； 因此产生了错误的 求和结果
并发控制的加锁技术
死锁的预防
• 方法一. 一次性封锁法 每个事务执行时，一次性对其要使用到的数据项 全部加锁，否则不能继续执行（缺一不可，只要有一 个锁不能加锁，则释放已经加好的锁，继续等待）
• 例子： 如果T1将R1和 R2一次性全部 加锁， 则T2要加锁时只 能等待直到T1 释放锁
事务T1 时间 事务T2 对R2加锁