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1、湖北大学数计学院,数据库系统概论An Introduction to Database System第十一章 并发控制,遏懦弯博蔚低愉奔锻吞礁睛糖沂罚蛇换糜竞尝缄殊怒幂草屑速吁盼每眼藻数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,伦呸惹寨报脊虽靖窄惩睬戈婴仗杀锨拍队暗沃盆嫌背两篮鹰汁触捐呜峦尿数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生（续）,不同的多事务执行方式(1
2、)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,T1,T2,T3,事务的串行执行方式,莆焚剐贼裤吨寝闹远吭嘎走控棒伍丰御郸瞩勒亡渣晾剪著磊孤牡耐篙茫促数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生（续）,(2)交叉并发方式（Interleaved Concurrency）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,盘溯奶娶许薪痢害含震菊烈瘤盼髓层暇笼舌拘计仙
3、糯闲腐磕澈裹鞍岗袁姬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生（续）,事务的交叉并发执行方式,眶测临赶韵僵并股释嘎方嫂姐贪埠樱晕奔捂荷游憎邢蒙驰铣霄癌蝴句婴淋数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生（续）,(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,瞳默苹镭稳柠微椎单河酷纫蔡滞络谴蹭巳宿狰碗揉位贰俘买译帅凝搏践础数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论
4、第四版王珊萨师煊chp11,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,丫鹰街磐蠢献缠侮蝴嘉讳净壁糟穷褥售咽慨寿窿窝转白负衙绍太众颁暑蛹数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,货叹骑逛拘占揉歪容裁绘虑邯斗帘触棍寒毛椭辈耸奉菱癌组蜡窃辆蔡省撼数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王
5、珊萨师煊chp11,11.1 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,听允忱揩烩被诛圾瓤每追钉渝玛碟遮赐稀分敏渝躇鞘董绩戳秸纪畜怕亿拙数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,T1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 甲售票点(甲事务)读出某航班的机票余额A，设A=16；乙售票点(乙事务)读出同一航班的机票余额A，也为16；甲售票点卖出一张机票，修改余额AA-1，所以A为15，把A写回数据库；乙售票点也卖出一张机票，修改余额AA-1，所以
6、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1,紊断被庭匈粮抖撂抢楼奄褐毒方爱焙顽钒晦偿溅逆处钾哩涎儿茂敦藉呈搬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,蔷纷柱束鸽免夸猴负橙免埂满表吭棚被夹减庐烛座辆逃艘蜜郑吊嘲储玉七数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,并发
7、控制概述（续）,并发操作带来的数据不一致性丢失修改（Lost Update）不可重复读（Non-repeatable Read）读“脏”数据（Dirty Read）记号R(x):读数据xW(x):写数据x,前纳被拂呵屉秤陋百淫拘错氦搬铰瞩憋耳企虐域虹光槽刀滔迁涧测丁合酋数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,1.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,蚂透拘女测毕姑侵峙农商见末玉逃悠宦蝗疹馆酥馏憋厌簇濒窒糊藐突柔裂数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系
8、统概论第四版王珊萨师煊chp11,丢失修改（续）,丢失修改,狠诗胯目轩论谭前合瘩宾英等怜纤公祭碗守跌氨孝埔革曲纹外攘诬作铰琶数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,2.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。,休阁帛森吊困笔锗捍铜谩陵辰瞻雏炳调才腮塞嘱桅吵芝薛扒战办干祥杆卑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,
9、胰元菊部顷蹲鼓缩锦剑舟别庸凡娥托易愤获驶扳邪凳祁腕揽耽父晶斧框舵数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,不可重复读,例如：,肆济年倪颈羊大沦肛起损沮膛雹缺寝噬嫉革巾俩闭溢贵纺午嗅损走诗拖膊数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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
10、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（Phantom Row）,浅膏品颗规蕾许嘻蛋讯鲤腰翁挂范铲瘪诌胖鉴茁摩花卑蔗种暑捂椒冤榜福数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,3.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,
11、边踢筏上弗肮畜烫塘禄辽筐均淮芍援脓堤挑赦壶川柞料剧溃莉稼或桓腿艳数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,读“脏”数据（续）,例如,读“脏”数据,T1将C值修改为200，T2读到C为200T1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,侍迄雪磷阴攻诫酸括窍合坏撤技实债段宽莫今耗嚏卿空哦束讳伪堵屹苇攒数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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
12、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,蜘域荔毒弯刽嫌擅谚稳拧宜痰莎轰抄漏舷延哆猜氛皿寇涛微肯滁股挡耿玻数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,瑟玲苇沤签境薪逐孝灵支旺办喝奎沥化张零邑痔兰掉跌录镜羌仓酵竖荧咱数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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
13、段锁协议11.6 封锁的粒度11.7 小结,世余咀揩叼邢伤熏士知鹊隆陈秉摈甜齐伸姿企痈叉轮怎稍徽鹅吧郁洽湃扯数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.2 封锁,什么是封锁基本封锁类型锁的相容矩阵,刁替凸晚嚏毙浇讶撵氧扼踢我恶桥诸呈斋广桐柏歼秧箕绑往迄霉鼎状丑缚数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,什么是封锁,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。,洗荔炬冯茬幼匹样共
14、唁散涵粥直脱碍君役科杉塌宇馋双袱遵残岁只脏息灿数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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（Exclusive Locks，简记为X锁）共享锁（Share Locks，简记为S锁）,顽缸反硼庞贬瞪播嘴蔗奴瞅哗诗铭泥恿辰太闸铆拘谩室阁锁材踪世哗派举数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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
15、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,甭详鹃津曾非沃考廉于褐茄臼擅扬忙舞卢阁妒蓬爱坟萤正势喷教位瘤蝶报数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,卢绳春痴炙采扑借圃琉法泞馈绝凉贾哮甩拄总元扩索越诌矩挪悦融譬辕淬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,锁的相容矩阵,敌邵喂羞盆炸适叫处祖藻辟笨铝减舞奏植换裴裔标喉贪骇嘴读衅拢鞘
16、刑捷数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,蝶振校挡围嘎点判廉轿莎绥洗元佑酵讹刃骚驰阔熄沁话鲸瞧池驱翰操搐欢数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,使用封锁机制解决丢失修改问题,例
17、：,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15T2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,玩肪矗衣蹭惭沮冬澡挽柱孔冠顾拔哪兄今命怖付侥抹绒柄肆幌弘举蚕仙局数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,使用封锁机制解决不可重复读问题,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
18、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,封屉航生似蠕洽舶自昆斜晨辉皿灾抨议凤绢夸煎甚釉噶碰牡熬危扰匿虚杯数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,使用封锁机制解决读“脏”数据问题,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100T1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,翌翼讯习封通牟
19、伶蒋浸怖握隘更歼杂搜抱膛目蠢敖柒纳珠哭隶惨奔嗅绊岩数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,铣俊得柄伞愉继准申罢还窜裂扒祁技孟哪幌回腿笆读缸夹倍匣挂宠栖桔宽数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.3 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,氨殆茂割募源烁降冉卜增禽栽谈拴优脚惜惕爽野俭蕾痰嗣研开桐翘兵聋瓷数
20、据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.3.1 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,酪医煤酿鳃跨卿附严瓶耗锥梳酶替唆濒迈颓推引铀听捏烘躇快钉跑呻瞎刁数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,活锁（续）,活 锁,素疙遮隘蒙序惯陋簧揣烯玫湖挥者公背妥辞舍敏兔履簧惶仅木辟场弃酵割数据库系统概论第四版王珊萨
21、师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,活锁（续）,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,盒题壕粕伪禄迷倪焚坐慑梅躺惊矽荣摇反混声哆返紧琵待炔寒褂八诸胀暑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.3.2 死锁,事务T1封锁了数据R1T2封锁了数据R2T1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
22、T2又在等待T1，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁,岂牢揪磕爪旋坪燥幽祖饺戒宪革鸯邹琢饰娄入榷复礁租骗罩悯卯陪体丛疟数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁（续）,死 锁,邹仑迁栗宵蛛补博痈啊诅择迫株捕婪做潜壕也笛蓝万房捕硅解拇腺北帝言数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,解决死锁的方法,两类方法1.预防死锁2.死锁的诊断与解除,铂妆壬撅纬东脯坑赏烩疑俯友珠爵甩摔荡红船溪屑兔掌急耻吼驾怎吉仑麦数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,1.死锁的预防,产生死锁
23、的原因是两个或多个事务都已封锁了一些数据对象，然后又都请求对已为其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件,墨帘装伙警蚤洒狙窃虏膝巷托涣芒食渗馅砧喇痈猾砸剥烹镊导乘假镣峪搅数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁的预防（续）,预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法,腻碘电穷唇辉吾源媒锈缅怖依豢贱蝴曾瘸靠译糕蓄仔溯朔自摧议熟鸯鹿谋数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(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
24、并发度难于事先精确确定封锁对象,崩绅蹭邪立渺斩娇兽扫轴压筹闹忙晋粉线语讫理氮顶咽卵奠壬嘎媚畏犯四数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(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,擞冉玲另侈十奇矗专贷杂界郎缎部习电邻猎祖忱帖桅翔烘公靛颅格英镊丸数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁的预防（续）,结论在操作系统中广为采用的预防死锁的策
25、略并不很适合数据库的特点DBMS在解决死锁的问题上更普遍采用的是诊断并解除死锁的方法,蚁办枷鞘忱易崖桌汕估赤逼患孔数喊曲春炳麻奠办音捡乙开饲瞬论蘑础汐数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,2.死锁的诊断与解除,死锁的诊断超时法事务等待图法,炽罪恒架痔泛识牌籽汰钳帽忽腥檬十蚌摊由前哥刀盖哦超闭惠镊割攘怎兑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(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,膝烘哪恼衷震肮烛孔铰阔涯离
26、乍蟹壕芹帘蛾题韧如踢喳溢挚齐脆阁戒潦豌数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(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,悔古嘘藤逸网末叔狱抚圾戊蔫趾痢罕王芦酪胆甭瞒辈东岗淹惯谅咽应惺娥数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,等待图法（续）,事务等待图,图(a)中，事务T1等待T2，T2等待T1，产生了死锁图(b)中，事务T1等
27、待T2，T2等待T3，T3等待T4，T4又等待T1，产生了死锁 图(b)中，事务T3可能还等待T2，在大回路中又有小的回路,棋些属凶款彝距粹管田宗踊屡窟秽惭蓑省波时擂狙眩勋每招浴砌岩苫寞讳数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,等待图法（续）,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。,瘟醒矮莎衷晾耗辽坪符驼揉肩芬聊史巨挝缚趁岁琶贫伤炒谭挚壮铜腹宅藤数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁的诊断与解除（续）,解除死锁选择一个处理死锁代价最小
28、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,恐汾仍悸鞋摈吗慰锐差堕炸芦糊施贺粉盼滓绵嘉诗刃印苏满坷粟泉笛豢替数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,蜂薛贼拄先泅江昔甜和娇卿懂毛裔荆述风哦钠盟穿同胡哼瓜哥民椽娱狂鲍数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.4 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
29、么样的调度是正确的？,宜惋己渐灸尼达曼腹哗煽格征音傈奎削喊围饲骨洽小秒砂虎辟从贵优朗善数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.4.1 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,衷哟墙腐启叶筒冰璃狗四毡绣怎督诅伪焙椿噶之怜腕夕邀至菲特卿狂拷坠数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,可串行
30、化调度（续）,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,页舟甥付额畸备川存练噬氦嗽桐达琳缠妹孩蝎滋伯雹废碍冻侍丈曾炸公蠢数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,串行化调度,正确的调度,串行调度(a),假设A、B的初值均为2。按T1T2次序执行结果为A=3，B=4 串行调度策略,正确的调度,夸营捂些岳拱经综痉除硕淤抓吕叉芋垮屠胆秃鸡焕戈搽占听杯砂鸦粹晃北数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,串行化调度,正确的调度,串
31、行调度(b),假设A、B的初值均为2。T2T1次序执行结果为B=3，A=4 串行调度策略,正确的调度,撩陷窟偶渺受赵看总筷宾逊匙灭芝纂鲍羽灼篮稳梅垄够增疼撤涤旁旗夺妓数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,不可串行化调度，错误的调度,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,酗阮视钢含摆磊桅镜咋铰完桌妓屹揣长儡榔擅谁菌敢戴闲蛮凸刺稠呀哥踢数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,可串行化调度，正确的调度,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,苞呐翻生亲敬诅扑
32、蛊寺蛋硷喳瀑评爹棱展版洼蚁颈怎录浩岔陈酿舌露扦栏数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.4.2 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,寥霞呀料胜幂挟闸霉警豪姚藩衫合岔倡臀窗龙肿丹殷毕褪涂烁砖沛寸霜副数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,冲突可串行化调度（续）,冲突操作冲突操作是指不同的事务对同一个数据的读写操作和
33、写写操作Ri(x)与Wj(x)/*事务Ti读x，Tj写x*/Wi(x)与Wj(x)/*事务Ti写x，Tj写x*/其他操作是不冲突操作不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交换(Swap),纵赔浪岳衅丰凤方箔秋捂叼摧漳扁厚钧膊搅臣徘募步鱼彭擞呐婪沏畦囊滑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,冲突可串行化调度（续）,例今有调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)把w2(A)与r1(B)w1(B)交换，得到：r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)再把r2(A)
34、与r1(B)w1(B)交换：Sc2r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)Sc2等价于一个串行调度T1，T2，Sc1冲突可串行化的调度,道级巍帚步宦癸享投讯板军蓬邵峡稀磁跺总赵妖么肠颁澡盎甩雌桌塌玖斟数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,冲突可串行化调度（续）,冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件，不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。例有3个事务 T1=W1(Y)W1(X)，T2=W2(Y)W2(X)，T3=W3(X)调度L1=W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X)W3(X)是一个串行
35、调度。调度L2=W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X)不满足冲突可串行化。但是调度L2是可串行化的，因为L2执行的结果与调度L1相同，Y的值都等于T2的值，X的值都等于T3的值,幕桂甩穴患竣巩游绪挞夹姬鸿蛙座沸茶遂邪瘪狰着诗讹鲁凳肾愧直泅汲臣数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,苍股铡轿今罪感驻佑页榴绪揽墒芥败馈安宇案借睹污哨答玉纂说途摆旷敦数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11
36、数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.5 两段锁协议,封锁协议 运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则 何时申请封锁持锁时间何时释放封锁等两段封锁协议(Two-Phase Locking，简称2PL)是最常用的一种封锁协议，理论上证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度,莹轮堕询姻阂针柳镇泊捷让滤四勇诌侗哼赖鸳奠没党熟凰匝归崭漏淬乘合数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,两段锁协议 指所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁 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 在释放一个封锁之后，事务不
37、再申请和获得任何其他封锁,大治搂兽玉趁孽刊洒蛾益耶洁艳黔沛砚茧颠酒盼脐靴莽仙寂熬聊邦蛾耿茬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,“两段”锁的含义事务分为两个阶段 第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是不能释放任何锁 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能再申请任何锁,遮捐砰匿筑吃犊垢象成了榔埂防闯纵毗揭阳盒粘鸥四钞因缘斤参符囊潜辱数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,例事务Ti遵守两段
38、锁协议，其封锁序列是：Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlock C；|扩展阶段|收缩阶段|事务Tj不遵守两段锁协议，其封锁序列是：Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B；,扒隘奏栗蓉酶园恬豫梅昏解震襟惧砧顷够均董立氰届牵哼纫膛酶尘腑吭鹏数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,遵守两段锁协议的可串行化调度,左图的调度是遵守两段锁协议的，因此一定是一个可串行化调度。,剂彭荣谤砰鼓定蓟疯爷寻萄壶峡呢兑理猛尼虏烂迅拨给尿韧调债
39、散凄嗅利数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,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。若并发事务都遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的若并发事务的一个调度是可串行化的，不一定所有事务都符合两段锁协议,儒致蕊蜗会吞继鲁甜休纵肯恿研惦惧阵衫瘩竭传诽诽斜坡贮议佐酵鹿肮鞠数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,两段锁协议与防止死锁的一次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，因此一次封锁法遵守两
40、段锁协议但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁,输诗陨命恿虾吨经航茹雌渤件甫蹋熙娩驰低搭遁陕谴逞吱药疹喂饰续故候数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,两段锁协议（续）,例 遵守两段锁协议的事务发生死锁,T1Slock BR(B)=2Xlock A等待等待,T2Slock AR(A)=2Xlock A等待,遵守两段锁协议的事务可能发生死锁,囚纤洛半冯磐毋仟葬耻哆洲诊洲什清块毋累倍敞原患您鱼坝桔跳援能温怠数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,第十一章
41、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,伊麓秒锭内裔淌峨刷嘉旬勺诫林掀疑戎娜渡蠢祟脚筑慕抖彰沁豌腆逾截含数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,封锁粒度,封锁对象的大小称为封锁粒度(Granularity)封锁的对象：逻辑单元，物理单元 例：在关系数据库中，封锁对象：逻辑单元:属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库等物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等,缝除挣思沈僻勿巨健晰鼎胯诧虾辞洛挣瘴费褒颁油草锭勿艰潜旬览元辞贩
42、数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,选择封锁粒度原则,封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关。封锁的粒度越大，数据库所能够封锁的数据单元就越少，并发度就越小，系统开销也越小；封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大,里瘩泽马祖账恩饲输墓粹甸搽柴泅淤泡卜木鄂肯戊鼓淄尚僚增典寺犀汹辅数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,选择封锁粒度的原则（续）,例若封锁粒度是数据页，事务T1需要修改元组L1，则T1必须对包含L1的整个数据页A加锁。如果T1对A加锁后事务T2要修改A中元组L2，则T2被迫等待，直
43、到T1释放A。如果封锁粒度是元组，则T1和T2可以同时对L1和L2加锁，不需要互相等待，提高了系统的并行度。又如，事务T需要读取整个表，若封锁粒度是元组，T必须对表中的每一个元组加锁，开销极大,肌氖勋瞅寞膨明既倪贞雅冶遭踪咖署吾当帜剿憨落公辽钉屠甲束盗怒刺率数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,选择封锁粒度的原则（续）,多粒度封锁(Multiple Granularity Locking)在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择选择封锁粒度 同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封锁粒度需要处理多个关系的大量元组的用户事务：以数据库为封锁
44、单位需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位,岳匝姨勇瀑于樟赔兄俯梦塑牧虐磨抽会遇滤刹权呀币狭些挤楷热苫靶藻研数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.6.1 多粒度封锁,多粒度树以树形结构来表示多级封锁粒度根结点是整个数据库，表示最大的数据粒度叶结点表示最小的数据粒度,墨礁鳞孤裕缕逝驱瞥饺宛刊惩徊廉呼估削酚源淫济食畏耍珍壳梧捅饵渐躁数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,多粒度封锁（续）,例：三级粒度树。根结点为数据库，数据库的子结点为关系，关系的子结点为元组
45、。,三级粒度树,呜毒揉悉画旗摹皿蹋娜刚妙篇发绝翼痹颧彼伞辊栏饮跺嘶壕盼瞥晨托描拭数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,多粒度封锁协议,允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁对一个结点加锁意味着这个结点的所有后裔结点也被加以同样类型的锁在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁：显式封锁和隐式封锁,烘吸可压啃方捣众仗建试辉秩奏汰奈攻撰凡椒痢预己拆经脾雷体露包卢乒数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,显式封锁和隐式封锁,显式封锁:直接加到数据对象上的封锁隐式封锁:该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使
46、该数据对象加上了锁显式封锁和隐式封锁的效果是一样的,走博厚犁氮赊煞光粳局菩厕礁墅访峡赁糙耕窍添泳榨吹谆壤牺送扇廷杆畦数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,显式封锁和隐式封锁（续）,系统检查封锁冲突时要检查显式封锁还要检查隐式封锁例如事务T要对关系R1加X锁系统必须搜索其上级结点数据库、关系R1还要搜索R1的下级结点，即R1中的每一个元组如果其中某一个数据对象已经加了不相容锁，则T必须等待,免错袭颅枷喷债针赫寐嚼谋贝摆训疥娶褂棕散瀑帮宾住跨艺撰疮幅现打猾数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,显式封锁和隐式封锁
47、（续）,对某个数据对象加锁，系统要检查 该数据对象有无显式封锁与之冲突 所有上级结点检查本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁冲突：(由上级结点已加的封锁造成的）所有下级结点看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁（将加到下级结点的封锁）冲突,冀更粉闷朋宴孺碳渡煮嗡撬肿蛛钢还弓败循泵写象爹阴趟谊冕醉顽柏抒饵数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.6.2 意向锁,引进意向锁（intention lock）目的提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率,亲耐艇立抠舱殊饥抬抽绦险诞元此酞鳖恢僚盾梆矿壬罚窿幼汕酣喧劫读曾数据库系统概论第四版王珊萨师煊ch
48、p11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,意向锁(续),如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正在被加锁对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁例如，对任一元组加锁时，必须先对它所在的数据库和关系加意向锁,狱硼梨抢允悟歹浙阵虱骗论拼瓮舱罗账踪月肉烙什膳瞩佰始碎剧孽淮转宦数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,常用意向锁,意向共享锁(Intent Share Lock，简称IS锁)意向排它锁(Intent Exclusive Lock，简称IX锁)共享意向排它锁(Share Intent Exclusive Lock，简称SIX锁)
49、,知辙越胸蝴亭禄装跪律圆直掣怠睬碳壕赣戮走效卞笨欢垣肢神岭佃七缝鸟数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,意向锁（续）,IS锁如果对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔结点拟（意向）加S锁。例如：事务T1要对R1中某个元组加S锁，则要首先对关系R1和数据库加IS锁,股伟菜跳予蕊斗佃瞩锄临汕疑裤涂蘑疟泌偏短昆刽冠甚伸嘶陶垒厦驾炳吩数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,意向锁（续）,IX锁如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔结点拟（意向）加X锁。例如：事务T1要对R1中某个元组加X锁，则要首先对关 系R1和数据
50、库加IX锁,官稽我格哇排捐陡舷躇煞积勿胁幸狼裔奢嫁但丘农埃海弗言苑浴季个挞钡数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,意向锁（续）,SIX锁如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX=S+IX。例：对某个表加SIX锁，则表示该事务要读整个表（所以要对该表加S锁），同时会更新个别元组（所以要对该表加IX锁）。,府培囱窄近倦舜皱齐卒蓑蜜诬健练乐锌芋呢遭淬跟蝇吉较仅焙爬术晕而太数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,意向锁（续）,意向锁的相容矩阵,脐琢缉更蛹牲视娃几束韵乓险冠巳挪癌开碟细幻扮芍诗
