并发控制

第11章数据库并发控制11.1事务的基本概念11.2并发控制概述11.3封锁11.4并发调度的可串行性11.5两段锁协议11.6封锁的粒度第11章数据库并发控制问题的提出：数据库是一个共享资源，应该允许多个用户程序并行地存取数据，当对数据库进行并行操作时，有可能出现数据不一致的情况。并行操作：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操作轮流交叉进行。数据库技术并发操作举例考虑飞机订票系统。设有两个订票点，机票余票A=15。取A=15修改A=A-1写回数据库A=14取A=15修改A=A-1写回数据库A=14T甲售票点乙售票点结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少111.1事务的基本概念定义是用户定义的一个数据库操作序列，这些操作要么全做要么全不做，是一个不可分割的工作单位事务和程序比较在关系数据库中，一个事务可以是一条或多条SQL语句,也可以包含一个或多个程序。一个程序通常包含多个事务SQLServer中事务分类(1)系统事务：一条语句就是一个事务(2)用户定义事务：系统提供的事务语句如下：ALTERTABLE、CREATE、DELETE、DROP、GRANT、INSERT、OPEN、SELECT、UPDATE等用户定义事务BEGINTRANSACTIONBEGINTRANSACTIONSQL语句1SQL语句1SQL语句2SQL语句2。。。。。。。。。。COMMITROLLBACKCOMMIL:表示提交,即提交事务的所有操作。具体地说就是将事务中所有对数据库的更新写回到磁盘上的物理数据库中去，事务正常结束。ROLLBACK:表示回滚，即在事务运行的过程中发生了某种故障，事务不能继续执行，系统将事务中对数据库的所有已完成的操作全部撤销，滚到事务开始时的状态11.1事务的基本概念事务的ACID特性：原子性（Atomicity）事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包括的诸操作要么都做，要么都不做。一致性（Consistency）事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。一致性与原子性是密切相关的。隔离性（Isolation）一个事务的执行不能被其他事务干扰。即并发执行的各个事务之间不能互相干扰。多个并发执行的结果和分别单独执行单个事务的结果完全一样。持续性（Durability）指一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的。11.2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前面飞机票示例可表示为：事务T1取A=15修改A=A-1写回数据库A=14事务T2取A=15修改A=A-1写回数据库A=14T11.2并发控制概述造成数据不一致的原因:(1)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(2)T2事务修改A并写回后覆盖了T1事务的修改.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x1.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。T1T2①R(A)=15②R(A)=15③A←A-1W(A)=14④A←A-1W(A)=14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结果。T1T2①R(A)=50R(B)=100求和=150②R(B)=100B←B*2(B)=200③R(A)=50R(B)=200和=250(验算不对)3.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T1T2①R(C)=100C←C*2W(C)=200②R(C)=200③ROLLBACKC恢复为100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11.2并发控制概述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11.3封锁什么是封锁基本封锁类型锁的相容矩阵什么是封锁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。基本封锁类型•排它锁（ExclusiveLocks，简记为X锁）•共享锁（ShareLocks，简记为S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A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做任何修改锁的相容矩阵Y=Yes，相容的请求N=No，不相容的请求T1T2XS-XNNYSNYY-YYY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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11.4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11.4.1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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事务T1封锁了数据R1T2封锁了数据R2T1又请求封锁R2，因T2已封锁了R2，于是T1等待T2释放R2上的锁接着T2又申请封锁R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁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T1T2lockR1••LockR2••LockR2.•等待•等待LockR1等待等待等待等待•死锁解决死锁的方法两类方法1.预防死锁一次封锁法顺序封锁法2.死锁的诊断与解除(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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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2.死锁的诊断与解除死锁的诊断超时法事务等待图法(1)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(2)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事务等待图并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务等待图，检测事务。如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁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11.5并发调度的可串行性DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果什么样的调度是正确的？将所有事务串行起来的调度策略。虽以不同的顺序串行执行事务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，所以都是正确的。11.5.1可串行化调度可串行化(Serializable)调度多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行地执行这些事务时的结果相同可串行性(Serializability)是并发事务正确调度的准则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]现在有两个事务，分别包含下列操作：事务T1：读B；A=B+1；写回A事务T2：读A；B=A+1；写回B现给出对这两个事务不同的调度策略串行化调度,正确的调度T1T2SlockBY=R(B)=2UnlockBXlockAA=Y+1=3W(A)UnlockASlockAX=R(A)=3UnlockAXlockBB=X+1=4W(B)UnlockB串行调度(a)假设A、B的初值均为2。按T1→T2次序执行结果为A=3，B=4串行调度策略,正确的调度串行化调度,正确的调度T1T2SlockAX=R(A)=2UnlockAXlockBB=X+1=3W(B)UnlockBSlockBY=R(B)=3UnlockBXlockAA=Y+1=4W(A)UnlockA串行调度(b)假设A、B的初值均为2。T2→T1次序执行结果为B=3，A=4串行调度策略,正确的调度不可串行化调度，错误的调度T1T2SlockBY=R(B)=2SlockAX=R(A)=2UnlockBUnlockAXlockAA=Y+1=3W(A)XlockBB=X+1=3W(B)UnlockAUnlockB不可串行化的调度执行结果与(a)、(b)的结果都不同是错误的调度可串行化调度，正确的调度T1T2SlockBY=R(B)=2UnlockBXlockASlockAA=Y+1=3等待W(A)等待UnlockA等待X=R(A)=3UnlockAXlockBB=X+1=4W(B)UnlockB可串行化的调度执行结果与串行调度(a)的执行结果相同是正确的调度T1T2SlockBY=R(B)=2UnlockBXlockAA=Y+1=3W(A)UnlockASlockAX=R(A)=3UnlockAXlockBB=X+1=4W(B)UnlockB11.5.2冲突可串行化调度可串行化调度的充分条件一个调度Sc在保证冲突操作的次序不变的情况下，通过交换两个事务不冲突操作的次序得到另一个调度Sc‘，如果Sc’是串行的，称调度Sc为冲突可串行化的调度一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度