第十一章并发控制

不可串行化的调度
T1
Slock B Y=B=2
T2
Slock A X=A=2
Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3)
Unlock A
Xlock B B=X+1 写回B(=3) Unlock B
Unlock A
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。
T2
Slock A X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=4) Unlock B
串行调度策略，正确的调度
T1 T2
SlockA X=A=2 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=3) Unlock B Slock B Y=B=3 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=4) Unlock A
不同级别的封锁协议： 1级封锁协议：对T要“修改”的R加X锁，直到T结 束
（从而避免丢失数据修改，保证事务可恢复） T对R的“读”操作，没作说明，所以可以不加 锁
1级封锁协议只解决“丢失修改”的问题，而另外 两种不能解决
T1 ① Xlock A 获得 ② 读A=16 ③A←A-1 写回A=15 Commit Unlock A ④
避免死锁问题：
两类方法
1. 预防死锁 2. 死锁的诊断与解除
预防死锁的方法：一次封锁法和顺序封锁法
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
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
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
死锁检测：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
T对R申请S锁： 则允许T对R进行“读”r,不允许“写“w,而其它 事务对R的S申请被允许，X请求拒绝
效果： X锁：数据对象当前只能由一个事务操作。 S锁：多个事务允许同时“读”一个数据。
相容矩阵：
T2
T1
X
N
S N Y Y
Y
X S -
N Y
Y Y
Y=Yes，相容的请求 N=No，不相容的请求
T2
T1
T2 Slock A 读A=2 X=A Unlock A
A=Y+1 写回A=3 Unlock A
Slock A 等待 等待 等待 等待 Slock A 读A=3 X=A Unlock A Xlock B B=X+1 写回B=4 Unlock B
Slock B 读B=2 Y=B Unlock B
Xlock B 等待 Xlock B B=X+1 写回B=3 Unlock B
Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A
(a) 遵守两段锁协议
T2
Xlock B
等待 等待
获得Xlock B 读B=100 B←B*2 写回B=200 Commit Unlock B
3级封锁协议：在1级封锁协议的基础上，再加上 T“读”R前加S锁，直到事务结束 题 T“写”R加X锁，直到T结束 T“读”R加S锁，直到T结束 3级封锁进一步避免了“不可重复读”的问
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
(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
1、丢失修改：一个事务对数据对象的修改被另一 个事务的修改所覆盖。
T1 ① 读A=16 ② ③ A←A-1 写回A=15 ④ A←A-1 写回A=15 读A=16 T2
2、不能重复读：在一个事务的两次“读”同一数 据之间，有另一个事务的“写”发生
T1 T2
① 读A=50 读B=100 求和=150 ②
T2
⑤
Xlock A 等待 等待 等待 等待 获得Xlock A 读A=15 A←A-1 写回A=14 Commit Unlock A
T1
① Xlock A 获得 ② 读A=16 A←A-1 写回A=15 ③ ④ Rollback Unlock A
T2
T1
①读A=50 读B=100 求和=150 ②
读B=100 B←B*2 写回B=200
③ 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对)
3、读“脏”数据，由于一个事物的回滚，使得另 一个事务读到的数据无效。
T1 T2
① 读C=100 C←C*2 写回C ②
读C=200
③ ROLLBACK C恢复为100
造成三种数据不一致性问题的原因： 多事务并行执行时系统无任何限制。 解决： 采用封锁机制，加上必要的限制。
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
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归纳如下： 丢失修改（lost update） 不可重复读（non-repeatable read） 读“脏”数据（dirty read）
活锁：
死锁
活锁：
避免活锁问题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
死锁 T1
Xlock R1 . . . Xlock R2 等待 等待 等待 .
T2
. . Xlock R2 . . Xlock R1 等待 等待 .
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。
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 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 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。
2级封锁协议避免读“脏”数据，但对重复读问题 不能解决
二级封锁协议示例
T1
① Sclock A 获得 读A=50 Unlock A ② Sclock B 获得 读B=100 Unlock B ③ 求和=150
T2
T1 (续)
④Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得 读B=200 Unlock B 求和=250 (验算不对)
什么是封锁机制： 事务T，对数据对象R，操作之前请求对其加锁； 加锁后 ：T，对R，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
基本封锁类型： 排它锁——X锁 共享锁——S锁 T对R申请到X锁： 则只允许T对R进行“读”r、“写”w，其它事 务对R的任何锁请求被拒绝直到T释放R上的X锁 。
不读“脏”数据
T1 ① Xlock C 读C= 100 C←C*2 写回C=200 ② Slock C 等待 等待 等待 等待 获得Slock C 读C=100 Commit C Unlock C T2
③ ROLLBACK (C恢复为100) Unlock C ④
⑤
封锁协议小结：
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
可串行化的调度
T1
Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A
T2
Slock A 等待 等待 等待 X=A=3 Unlock A Xlock B B=X+1 写回B(=4) Unlock B
可串行化的调度
• 由于其执行结果与串行调度（a）的执行结
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。

顺序封锁法
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
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。
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。
问题：
1, 什么样的并发操作调度是正确的
2、如何保证并发操作的调度是正确的
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。 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。
T2
读A=15
③读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对)
Xlock B 获得 读B=100 B←B*2 写回B=200 Commit Unlock B
2级封锁协议：在1级封锁的基础上，还加上T“ 读”R前加锁，读完即释放 T“写”R放
第十一章 并发控制
解决用户并发执行时，保证DB一致性问题 多事务执行方式 :串行执行,并行执行
(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）
T1 Slock B 读B=2 Y=B Xlock A
T2
A=Y+1 写回A=3 Unlock B Unlock A
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
T1 ① Slock A 读A=50 Slock B 读B=100 求和=150 ②
T2
③ 读A=50 读B=100 求和=150 Commit Unlock A Unlock B ④
⑤
Xlock B 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 获得Xlock B 读B=100 B←B*2 写回B=200 Commit Unlock B
果相同，所以是正确的调度。
两段锁协议的内容 1. 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 2. 在释放一个封锁之后，事务不再获得任何其 他封锁。
例： 事务1的封锁序列：
Slock A ... Slock B ... Xlock C ... Unlock B ... Unlock A ... Unlock C；
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。
T1,T2: A=3,B=4;
T2,T1: A=4,B=3.
串行调度策略，正确的调度
T1
Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A(=3) Unlock A