第十一章：并发控制 数据库系统概论

AnIntroductiontoDatabaseSystem数据库系统概论AnIntroductiontoDatabaseSystem第十一章并发控制AnIntroductiontoDatabaseSystem问题的产生多用户数据库系统的存在允许多个用户同时使用的数据库系统飞机定票数据库系统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AnIntroductiontoDatabaseSystem问题的产生（续）不同的多事务执行方式(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T1T2T3事务的串行执行方式AnIntroductiontoDatabaseSystem问题的产生（续）(2)交叉并发方式（InterleavedConcurrency）在单处理机系统中，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单处理机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AnIntroductiontoDatabaseSystem问题的产生（续）事务的交叉并发执行方式AnIntroductiontoDatabaseSystem问题的产生（续）(3)同时并发方式（simultaneousconcurrency）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AnIntroductiontoDatabaseSystem问题的产生（续）事务并发执行带来的问题会产生多个事务同时存取同一数据的情况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AnIntroductiontoDatabaseSystem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AnIntroductiontoDatabaseSystem11.1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AnIntroductiontoDatabaseSystemT1的修改被T2覆盖了！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，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1AnIntroductiontoDatabaseSystem并发控制概述（续）这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起的。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。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AnIntroductiontoDatabaseSystem并发控制概述（续）并发操作带来的数据不一致性丢失修改（LostUpdate）不可重复读（Non-repeatableRead）读“脏”数据（DirtyRead）记号R(x):读数据xW(x):写数据xAnIntroductiontoDatabaseSystem1.丢失修改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。上面飞机订票例子就属此类AnIntroductiontoDatabaseSystem丢失修改（续）T1T2①R(A)=16②R(A)=16③A←A-1W(A)=15W④A←A-1W(A)=15丢失修改AnIntroductiontoDatabaseSystem2.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结果。AnIntroductiontoDatabaseSystem不可重复读（续）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AnIntroductiontoDatabaseSystem不可重复读（续）T1读取B=100进行运算T2读取同一数据B，对其进行修改后将B=200写回数据库。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T1T2①R(A)=50R(B)=100求和=150②R(B)=100B←B*2(B)=200③R(A)=50R(B)=200和=250(验算不对)不可重复读例如：AnIntroductiontoDatabaseSystem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（PhantomRow）AnIntroductiontoDatabaseSystem3.读“脏”数据读“脏”数据是指：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T2读到的数据就为“脏”数据，即不正确的数据AnIntroductiontoDatabaseSystem读“脏”数据（续）T1T2①R(C)=100C←C*2W(C)=200②R(C)=200③ROLLBACKC恢复为100例如读“脏”数据T1将C值修改为200，T2读到C为200T1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100这时T2读到的C为200，与数据库内容不一致，就是“脏”数据AnIntroductiontoDatabaseSystem并发控制概述（续）数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性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AnIntroductiontoDatabaseSystem并发控制概述（续）并发控制的主要技术有封锁(Locking)时间戳(Timestamp)乐观控制法商用的DBMS一般都采用封锁方法AnIntroductiontoDatabaseSystem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AnIntroductiontoDatabaseSystem11.2封锁什么是封锁基本封锁类型锁的相容矩阵AnIntroductiontoDatabaseSystem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。AnIntroductiontoDatabaseSystem基本封锁类型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（ExclusiveLocks，简记为X锁）共享锁（ShareLocks，简记为S锁）AnIntroductiontoDatabaseSystem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保证其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改AAnIntroductiontoDatabaseSystem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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AnIntroductiontoDatabaseSystem锁的相容矩阵Y=Yes，相容的请求N=No，不相容的请求T1T2XS-XNNYSNYY-YYYAnIntroductiontoDatabaseSystem锁的相容矩阵（续）在锁的相容矩阵中：最左边一列表示事务T1已经获得的数据对象上的锁的类型，其中横线表示没有加锁。最上面一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。T2的封锁请求能否被满足用矩阵中的Y和N表示Y表示事务T2的封锁要求与T1已持有的锁相容，封锁请求可以满足N表示T2的封锁请求与T1已持有的锁冲突，T2的请求被拒绝AnIntroductiontoDatabaseSystem使用封锁机制解决丢失修改问题T1T2①XlockA②R(A)=16XlockA③A←A-1等待W(A)=15等待Commit等待UnlockA等待④获得XlockAR(A)=15A←A-1⑤W(A)=14CommitUnlockA例：事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁当T2再请求对A加X锁时被拒绝T2只能等待T1释放A上的锁后T2获得对A的X锁这时T2读到的A已经是T1更新过的值15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AnIntroductiontoDatabaseSystem使用封锁机制解决不可重复读问题T1T2①SlockASlockBR(A)=50R(B)=100求和=150②XlockB等待等待③R(A)=50等待R(B)=100等待求和=150等待Commit等待UnlockA等待UnlockB等待④获得XlockBR(B)=100B←B*2⑤W(B)=200CommitUnlockB事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁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，这时读出的B仍是100，求和结果仍为150，即可重复读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AnIntroductiontoDatabaseSystem使用封锁机制解决读“脏”数据问题T1T2①XlockCR(C)=100C←C*2W(C)=200②SlockC等待③ROLLBACK等待(C恢复为100)等待UnlockC等待④获得SlockCR(C)=100⑤CommitCUnlockC例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T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待T1因某种原因被撤销，C恢复为原值100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“脏”数据AnIntroductiontoDatabaseSystem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AnIntroductiontoDatabaseSystem11.3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AnIntroductiontoDatabaseSystem11.3.1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……T2有可能永远等待，这就是活锁的情形AnIntroductiontoDatabaseSystem活锁（续）活锁AnIntroductiontoDatabaseSystem活锁（续）避免活锁