数据库系统概论PPT课件
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在多处理机系统中，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，称为同时并发方 式。
并发的目的：
改善系统的资源利用率
改善短事务的响应时间
可编辑
3
例子
飞机订票系统中的活动序列：
①甲售票点读出某航班的机票余额A，设A=16
②乙售票点读出同一航班的机票余额A，也为16
在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放 S锁，所以它不能保证可重复读。
可编辑
11
三级封锁协议
三级封锁协议：一级封锁协议加上事务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。
三级封锁协议除了防止了丢失修改和不读“脏” 数据外，还进一步防止了不可重复读。
上述三级协议的主要区别在于：什么操作需要 申请封锁，以及何时释放锁。
读“脏”数据：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，则T2读到的数据 就为“脏”数据，即不正确的数据。 “读—写冲 突”
可编辑
5
数据不一致性（2）
不可重复读：事务T1读取数据后，事务T2执行更 新操作，使T1无法再现前一次的读取结果。 “读—写冲突”
避免活锁的简单方法是采用“先来先服务”的 策略。
可编辑
14
死锁
一个事务如果申请锁而未获准，则需等待其它 事务释放锁。如果事务中出现循环等待时，如 果不加干预，则会一直等待下去，这叫死锁。
对付死锁的方法：
检测死锁，发现死锁后处理死锁 防止死锁
可编辑
15
死锁的诊断（1）
超时法：如果一个事务的等待时间超过了某个 时限，就认为发生死锁。
可编辑
12
不同级别的封锁协议
X锁
S锁
一致性保证
操作结 事务结 操作结 事务结 一级
封锁
√
√
协议
二级
封锁
√
√
协议
√
√
三级
封锁
√
协议
√
√
√√
可编辑
13
活锁
若某数据对象加了S锁，这时若有其它事务申 请对它的X锁，则需等待。但此时若有其它事 务申请对它的S锁，按相容矩阵，应可获准。 如果不断有事务申请对此数据对象的S锁，以 致它始终被S锁占有，而X锁的申请迟迟不能获 准。这种现象叫活锁。
排它锁：又称写锁，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X 锁。
共享锁：又称读锁，若事务T对数据对象A加上S
锁，则事务T可以读A但不能修改A，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。
可编辑
8
封锁（Locking）(2)
数据库系统概论
并发控制
可编辑
1
内容提要
并发控制是数据库管理系统的重要组成部分， 通过本章的学习，应重点掌握：
并发控制带来的新问题 封锁及封锁协议 并发调度的可串行性 两段锁协议
可编辑
2
概述
在单处理机系统中，事务的并行执行实际上是 这些并行事务的并行操作轮流交叉运行，称为 交叉并发方式。
A←A-1 写A=15
读A=16
A←A-1 写A=15
读A=50 读B=200 求和=250
读B=100 B←B*2 写B=200
ROLLBACK C=100
T2 读C=200
可编辑
7
封锁（Locking）(1)
封锁：事务T在对某个数据对象操作之前，先 向系统发出请求，对其加锁。
封锁类型：排它锁（X锁）和共享锁（S锁）
产生原因：并发操作破坏了事务的隔离性 并发控制的任务：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它事务的干扰，避 免造成数据的不一致性。 并发控制的主要方法：封锁
可编辑
6
三种数据不一致性
T1
T2
T1
读A=16
读A=50 读B=100 求和=150
T2
T1
读C=100 C←C*2 写C=200
对其加X锁，直到事务结束才释放。事务结束 包括正常结束（COMMIT）和非正常结束 （ROLLBACK）。 一级封锁协议中，如果是读数据不修改，是不 需要加锁的，可防止丢失修改。
可编辑
10
二级封锁协议
二级封锁协议：在一级封锁协议基础上，加上 事务T在读数据R之前必须先对其加上S锁，读 完后即可释放S锁。
X锁和S锁的控制方式可有相容矩阵表示。
T1 T2
X
S
-
X
N
N
Y
S
N
Y
Y
-
Y
Y
Y
最左边表示T1已经获得的锁的类型，最上面表 示T2的封锁请求, -表示没有加锁。
Y表示相容，请求可以满足；N表示冲突，请求 被拒绝。
可编辑
9
一级封锁协议
加锁必须遵守一定的规则，称为封锁协议。 一级封锁协议：事务T在修改数据R之前必须先
特点：
优点：简单 缺点：一是事务因其它原因（如系统负荷太重、
通信受阻等）而使事务等待时间超过时限，可 能被误判死锁。二是时限的设置。
可编辑
16
死锁的诊断（2）
等待图法：等待图是一个有向图G=(T,U)。
T为结点的集合，每个结点表示正在运行的事务 U为边的集合，每条边表示事务等待的情况
当且仅当等待图中出现回路时，死锁发生。 当运行的事务比较多时，维护等待图和检测回
路的开销较大，影响系统的性能。 方法是周期性的进行死锁检测。死锁检测周期
的确定用实验方法确定最佳值。
可编辑
17
死锁的解除（1）
出现死锁后，必须由DBMS干预。处理如下：
在循环等待的事务中，选一个事务作为“牺牲 者”，给其它事务让路
撤销牺牲的事务，释放其获得的锁及其它资源
将释放的锁让给等待它的事务
被牺牲的事务可以有两种处理：
发消息给有关用户，由用户向系统再交付该事 务
由DBMS重新启动该事务
注：被牺牲的事务应等待一段时间才能交付系
③甲售票点卖出一张机票，修改余额A←A-1，把 A=15写回数据库
④乙售票点也卖出一张机票，修改余额A←A-1， 把A=15写回数据库
这种情况称为数据库的不一致性，是由并发 控制引起的。
可编辑
4
数据不一致性（1）
丢失修改：两个事务T1和T2读入同一数据并修改， T2提交的结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改 被丢失。“写—写冲突”
并发的目的：
改善系统的资源利用率
改善短事务的响应时间
可编辑
3
例子
飞机订票系统中的活动序列：
①甲售票点读出某航班的机票余额A，设A=16
②乙售票点读出同一航班的机票余额A，也为16
在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放 S锁，所以它不能保证可重复读。
可编辑
11
三级封锁协议
三级封锁协议：一级封锁协议加上事务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。
三级封锁协议除了防止了丢失修改和不读“脏” 数据外，还进一步防止了不可重复读。
上述三级协议的主要区别在于：什么操作需要 申请封锁，以及何时释放锁。
读“脏”数据：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，则T2读到的数据 就为“脏”数据，即不正确的数据。 “读—写冲 突”
可编辑
5
数据不一致性（2）
不可重复读：事务T1读取数据后，事务T2执行更 新操作，使T1无法再现前一次的读取结果。 “读—写冲突”
避免活锁的简单方法是采用“先来先服务”的 策略。
可编辑
14
死锁
一个事务如果申请锁而未获准，则需等待其它 事务释放锁。如果事务中出现循环等待时，如 果不加干预，则会一直等待下去，这叫死锁。
对付死锁的方法：
检测死锁，发现死锁后处理死锁 防止死锁
可编辑
15
死锁的诊断（1）
超时法：如果一个事务的等待时间超过了某个 时限，就认为发生死锁。
可编辑
12
不同级别的封锁协议
X锁
S锁
一致性保证
操作结 事务结 操作结 事务结 一级
封锁
√
√
协议
二级
封锁
√
√
协议
√
√
三级
封锁
√
协议
√
√
√√
可编辑
13
活锁
若某数据对象加了S锁，这时若有其它事务申 请对它的X锁，则需等待。但此时若有其它事 务申请对它的S锁，按相容矩阵，应可获准。 如果不断有事务申请对此数据对象的S锁，以 致它始终被S锁占有，而X锁的申请迟迟不能获 准。这种现象叫活锁。
排它锁：又称写锁，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X 锁。
共享锁：又称读锁，若事务T对数据对象A加上S
锁，则事务T可以读A但不能修改A，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。
可编辑
8
封锁（Locking）(2)
数据库系统概论
并发控制
可编辑
1
内容提要
并发控制是数据库管理系统的重要组成部分， 通过本章的学习，应重点掌握：
并发控制带来的新问题 封锁及封锁协议 并发调度的可串行性 两段锁协议
可编辑
2
概述
在单处理机系统中，事务的并行执行实际上是 这些并行事务的并行操作轮流交叉运行，称为 交叉并发方式。
A←A-1 写A=15
读A=16
A←A-1 写A=15
读A=50 读B=200 求和=250
读B=100 B←B*2 写B=200
ROLLBACK C=100
T2 读C=200
可编辑
7
封锁（Locking）(1)
封锁：事务T在对某个数据对象操作之前，先 向系统发出请求，对其加锁。
封锁类型：排它锁（X锁）和共享锁（S锁）
产生原因：并发操作破坏了事务的隔离性 并发控制的任务：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它事务的干扰，避 免造成数据的不一致性。 并发控制的主要方法：封锁
可编辑
6
三种数据不一致性
T1
T2
T1
读A=16
读A=50 读B=100 求和=150
T2
T1
读C=100 C←C*2 写C=200
对其加X锁，直到事务结束才释放。事务结束 包括正常结束（COMMIT）和非正常结束 （ROLLBACK）。 一级封锁协议中，如果是读数据不修改，是不 需要加锁的，可防止丢失修改。
可编辑
10
二级封锁协议
二级封锁协议：在一级封锁协议基础上，加上 事务T在读数据R之前必须先对其加上S锁，读 完后即可释放S锁。
X锁和S锁的控制方式可有相容矩阵表示。
T1 T2
X
S
-
X
N
N
Y
S
N
Y
Y
-
Y
Y
Y
最左边表示T1已经获得的锁的类型，最上面表 示T2的封锁请求, -表示没有加锁。
Y表示相容，请求可以满足；N表示冲突，请求 被拒绝。
可编辑
9
一级封锁协议
加锁必须遵守一定的规则，称为封锁协议。 一级封锁协议：事务T在修改数据R之前必须先
特点：
优点：简单 缺点：一是事务因其它原因（如系统负荷太重、
通信受阻等）而使事务等待时间超过时限，可 能被误判死锁。二是时限的设置。
可编辑
16
死锁的诊断（2）
等待图法：等待图是一个有向图G=(T,U)。
T为结点的集合，每个结点表示正在运行的事务 U为边的集合，每条边表示事务等待的情况
当且仅当等待图中出现回路时，死锁发生。 当运行的事务比较多时，维护等待图和检测回
路的开销较大，影响系统的性能。 方法是周期性的进行死锁检测。死锁检测周期
的确定用实验方法确定最佳值。
可编辑
17
死锁的解除（1）
出现死锁后，必须由DBMS干预。处理如下：
在循环等待的事务中，选一个事务作为“牺牲 者”，给其它事务让路
撤销牺牲的事务，释放其获得的锁及其它资源
将释放的锁让给等待它的事务
被牺牲的事务可以有两种处理：
发消息给有关用户，由用户向系统再交付该事 务
由DBMS重新启动该事务
注：被牺牲的事务应等待一段时间才能交付系
③甲售票点卖出一张机票，修改余额A←A-1，把 A=15写回数据库
④乙售票点也卖出一张机票，修改余额A←A-1， 把A=15写回数据库
这种情况称为数据库的不一致性，是由并发 控制引起的。
可编辑
4
数据不一致性（1）
丢失修改：两个事务T1和T2读入同一数据并修改， T2提交的结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改 被丢失。“写—写冲突”