【文档说明】数据库系统概论第八章v3并发控制技术课件.ppt，共(51)页，427.001 KB，由小橙橙上传

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第八章并发控制技术并发控制为什么要并发执行事务？为什么要进行并发控制？如何进行并发控制？如何解决并发控制可能带来的问题？如何保证并发控制的灵活性和效率？为什么要并发执行事务（一）串行执行方式T2T1TimeReadB(10)Re

adA(16)B=B-1(9)A=A-1(15)WriteBWriteA为什么要并发执行事务（二）并发执行方式T2T1TimeReadB(10)ReadA(16)B=B-1(9)A=A-1(15)WriteBWriteA为什么要并发执行事务（三）并发执

行的优点–一个事务由不同的步骤组成，所涉及的系统资源也不同。这些步骤可以并发执行，以提高系统的吞吐量，改善系统的资源的利用率。–系统中存在着周期不等的各种事务，串行会导致难以预测的时延。采用并发会减少平均响应时间，特别是改善短事务的响应时间。并发执行的

问题：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。T2T1TimeC=200ReadC(200)ReadC(200)C=C-100(100)C=C-100(100)WriteCC=100C=100Write

CC=100并发执行的问题：不可重复读事务T1读取某一数据后，事务T2对其做了修改，当事务T1再次读取该数据时，得到与前一次不同的值。T2T1TimeD=1ReadD(1)ReadD(1)ReadD(0)WriteDD=0D=D-1(0)并发执行的问题：不可重复读之幻影行事务T1按照一定

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再次按照相同条件读取数据时，发现某些记录神秘的消失了。T1T2TimeSelectcount(*)FromSCWhereCno=‘C1’返回2行DeleteS1,C1

,80S2,C1,70S1,C1,80S2,C1,70Selectcount(*)FromSCWhereCno=‘C1’返回1行并发执行的问题：不可重复读之幻影行事务T1按照一定条件从数据库中读取了某些数

据记录后，事务T2插入了一些记录，当T1再次按照相同条件读取数据时，发现多了一些记录。T1T2TimeSelectcount(*)FromSCWhereCno=‘C1’返回2行InsertS3,C1,60S1,

C1,80S2,C1,70S3,C1,60S1,C1,80S2,C1,70Selectcount(*)FromSCWhereCno=‘C1’返回3行并发执行的问题：读“脏”数据读“脏”数据(DirtyRead)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为原值，T2读到的数据就与数据库中的不一致，则T2读到的数据就为“脏”数据。T2T1TimeC=0ReadC(10000)ReadC(0)C=C+10000(

10000)C=10000WriteCC=0Rollback可能执行错误的操作并发控制的必要性需要进行并发控制的原因：–如果不进行并发控制，当多个事务并发执行的时候，有可能会相互影响，从而读取或者存储不正确的数据，破坏数据库的一致性。并发控制（一）并发执行

事务情况分析：–T1:读或写数据项A,T2:读或写数据项B–T1:读数据项A,T2:读数据项A–T1:写数据项A,T2:写数据项A–T1:读数据项A,T2:写数据项A–T1:写数据项A,T2:读数据项A总结，造成并发执行事务问题的原因是：–多个事务同时存取同一个数据集合，–并且其中至少

有一个事务对该数据集合进行了更新操作－没有问题－没有问题－丢失修改－不可重复读－读“脏”数据并发控制（二）解决问题的思路–避免不同事务同时对同一数据进行可能导致数据不一致的操作。采用的技术—封锁（Locking）–封锁就是事务T在对某个数据对

象如表、记录等操作之前，先向系统发出请求，对其加锁，从而对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其他事务不能更新此数据对象。并发控制（三）封锁的类型–排它锁（X锁，eXclusivelock）：事务T对数据对象

A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它事务对A的任何封锁请求都不能成功（因而不能读取和修改R），直至T释放A上的X锁。–共享锁（S锁，Sharelock）：事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读取但不能修改A，其它事务只能对A加S锁（因而可以读取A），而不能对A的加X锁（因而不能修

改A），直到T释放A上的S锁。并发控制（四）相容矩阵不相容请求相容请求T1T2XS-XNNYSNYY-YYY并发控制（五）一级封锁协议–事务T在修改数据R之前必须对其加X锁，直到事务结束才释放。事务结束包括正常结束(COMM

IT)和非正常结束(ROLLBACK)。–一级封锁协议可以防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据而不对其进行修改，是不需要对其加锁的，因此它不能保证可重复读和不读“脏”数据。并发控

制（六）T1T2XLOCKC成功读C=200XLOCKCC=C-100写回C=100COMMITUNLOCKC等待等待等待等待XLOCKC成功读C=100C=C-100写回C=0COMMITUNLOCKC可以避免丢失修改并发控制（七）T1T2读D=1XLOCKD成功读D＝1D=D-1写回D＝0C

OMMITUNLOCKD读D＝0COMMIT不能避免不可重复读并发控制（八）T1T2XLOCKC成功读C=0C=C+10000写回C读C=10000ROLLBACKC恢复为0UNLOCKC不能避免读脏

数据并发控制（九）二级锁协议–二级锁协议是：一级锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后即可释放S锁。–二级锁除了防止丢失修改，还可以进一步防止读“脏”数据。但由于读完后即可释放S锁

，所以不能保证可重复读。并发控制（十）T1T2XLOCKC成功读C=0C=C＋10000写回C＝10000SLOCKCROLLBACKC恢复为0UNLOCKC等待等待等待SLOCKC成功读C=0COMMITUNLOCKC不读脏

数据并发控制（十一）T1T2SLOCKD成功读D=1UNLOCKDXLOCKD成功读D＝1D=D-1写回D＝0COMMITUNLOCKDSLOCKD成功读D=0COMMITUNLOCKD不能避免不可重复读并发控制（十二）

三级锁协议–三级锁协议是：一级锁协议加上事务T在读取R之前必须对其加S锁，直到事务结束才释放。三级封锁协议除了防止丢失修改和读“脏”数据以外，还进一步防止了不可重复读。并发控制（十三）T1T2SLOCKD获得读D=1XLOCKD读D=1COMMITU

NLOCKD等待等待等待获得XLOCKD读D＝1D=D-1写回D=0COMMITUNLOCKD可重复读并发控制（十四）X锁S锁一致性保证操作结束释放事务结束释放操作结束释放事务结束释放不丢失修改不读“脏”数据可重复读一级封锁协议二级封锁协议

三级封锁协议并发控制（十五）问题：–是否使用的锁协议级别越高越好呢？SQL-92标准中的隔离级别–ReadUncommitted（一级锁协议）–ReadCommitted（二级锁协议）–RepeatableRead（三级锁协议）–SerializableSQL

Server中设置隔离级别的方法–SETTRANSACTIONISOLATIONLEVEL<隔离级别>死锁与活锁（一）T1T2T3T4SLOCKR…XLOCKR等待SLOCKRUNLOCKR等待操作SLOCKR…等待操作操作

等待……等待UNLOCKR操作等待操作……活锁死锁与活锁（二）死锁(Deadlock)–定义在数据库运行期间，如果存在一个事务集合={T0，T1，…，Tn}，使得T0等待T1持有的数据项锁，…，Tn-1等待Tn持有的

数据项锁，Tn等待T0持有的数据项锁，则称系统处于死锁状态，称为死锁事务集合。死锁与活锁（三）T1T2LOCKR1成功对R1进行操作LOCKR2成功对R2进行操作LOCKR2等待LOCKR1等待死锁死锁与活锁（四）解决死锁的方法

①预防死锁②死锁检测和恢复死锁与活锁（五）预防死锁–一次封锁法•一次封锁法要求每个事务必须一次将其所有要使用的数据全部加锁，否则就不能执行。•一次加锁法可以有效地防止死锁的发生，但由于需要扩大加锁的范围，因此降低了系统的并发度。–

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，所有的事务都要按照这个顺序实行封锁。•顺序封锁法可以有效地防止死锁，但其实施由于数据库中数据的不断变化和事务封锁要求的动态提出而难度很大。死锁与活锁（六）－一次封锁法T1T2LOCKR1，R2成功对R1，R2进行操作L

OCKR1,R2COMMITUNLOCKR1,R2等待等待等待LOCKR1,R2对R1,R2进行操作COMMITUNLOCKR1,R2死锁与活锁（七）－顺序封锁法T1T2LOCKR1成功对R1进行操作LOCKR1LOCKR2成功对R2进行操作COMMITUNLOCKR1,R2等待等待等待等

待等待LOCKR1成功对R1进行操作LOCKR2成功对R2进行操作COMMITUNLOCKR1，R2死锁与活锁（六）死锁检测–超时法•如果一个事务的等待时间超过了规定的期限，就认为发生了死锁。–等待图法•

事务等待图是一个有向回路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。若T1等待T2，则T1，T2之间画一条有向边，从T1指向T2。事务等待图动态地反映了所有事务的等待情况。并发控制子系统周期性的检测事务等待图，如果发现图中存在

回路，则表示系统出现死锁。死锁与活锁（七）T2T1T3事务号占有资源号请求资源号T1R1R2T2R2R3T3R3R1死锁与活锁（八）死锁恢复–DBMS的并发控制子系统一旦检测到系统中存在死锁，就要设法解除。通常采用

的方法是选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤销，释放此事务持有的所有锁，使其他事务得以继续运行下去。对于所撤销的事务所作的操作必须加以恢复。事务的调度与可串行性–串行调度•在串行调度中，属于同一事务的指令紧挨在一起。•对于有n个事务的事

务组，可以有n！个有效调度。–并行调度•在并行调度中，来自不同事务的指令可以交叉执行。可串行性调度（一）问题：计算机系统对并发事务中并发操作的调度是随机的，而不同的调度可能产生不同的结果，那么哪个结果是正确的呢

？定义：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的执行它们时的结果相同，我们称这种调度策略为可串行化调度。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。可串行性调度（二）T1T2

SLOCKB成功Y=B=2UNLOCKBXLOCKAA=Y+1写回A(=3)UNLOCKASLOCKAX=A=3UNLOCKAXLOCKBB=X+1写回B(=4)UNLOCKBT1T2SLOCKAX=A=2UNLOCKAXLOCKBB=X+1写回B(=3)UNLOCKBSLOCKB成功Y=B=3U

NLOCKBXLOCKAA=Y+1写回A(=4)UNLOCKA可串行性调度（三）T1T2SLOCKBY=B=2SLOCKAX=A=2UNLOCKBUNLOCKAXLOCKAA=Y+1写回A(=3)XLOCKBB=X+1写回B(=3)UNLOCKAUNLOCKBT1T

2SLOCKB成功Y=B=2UNLOCKBXLOCKASLOCKAA=Y+1写回A(=3)UNLOCKA等待等待等待X=A=3UNLOCKAXLOCKBB=X+1写回B(=4)UNLOCKB可串行性调度（四）两段锁协议(Two-phaseLoc

king)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它封锁。可串行性调度（五）–所谓两阶段锁协议的含义是指所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁。第一阶段是获得封锁也称扩展阶段。在这一阶段，

事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的封锁，但不能释放任何锁。第二阶段是释放阶段，也称收缩阶段。在这阶段，事务可以释放任何数据项上的任何类型的封锁，但是不能够再申请任何锁。–定理：若所有事务均遵从两段锁协议，则这些事务的所有并行调度都是可串行化的。可串行性调

度（六）T1T2SLOCKB成功读B=2Y=BXLOCKASLOCKA等待A=Y+1写回A=3UNLOCKBUNLOCKA等待等待等待等待T1T2SLOCKA成功读A=3Y=AXLOCKB成功B=Y+1写回B=4UNLOCKBUNLOCKA可串行性调度（七）T1T2SLOCKB

成功读B=2Y=BULOCKBXLOCKASLOCKA等待A=Y+1写回A=3UNLOCKA等待等待等待等待T1T2SLOCKA成功读A=3Y=AUNLOCKAXLOCKB成功B=Y+1写回B=4UNLO

CKB可串行性调度（八）两阶段锁协议与死锁T1T2SLOCKB成功读B=2SLOCKA成功读A=2XLOCKA等待等待XLOCKB等待多粒度封锁（一）封锁粒度封锁对象的大小称为封锁粒度–封锁对象：包括逻辑单元，如:属性值、属性值集合、元组、关

系、某索引项、整个索引、整个数据库；和物理单元如：物理页、块。–封锁粒度大，则并发度低，封锁机构简单，开销小。封锁粒度小，则并发度高，封锁机构复杂，开销高。–如果在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择是比较理想的，这种封锁方法称

为多粒度封锁（MultipleGranularityLocking）。选择封锁粒度时应同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封锁粒度以达到最优效果。多粒度封锁（二）多粒度树–多粒度树的根结点是整个数据库，表示最大的粒度。叶结点表示最小的粒度。数据库关系Rn关系R1……元组元组……元组元组

……多粒度封锁（三）多粒度封锁协议–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。因此，在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁，即：•

显式封锁是应事务的要求直接加到数据对象上的封锁。•隐式封锁是该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁。多粒度封锁（四）意向锁–一般的，对某个数据对象加锁，系统要检查该数据对象上有无显

式封锁与之冲突；还要检查其所有上级结点，看本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁冲突；还要检查其所有下级结点，看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁冲突。效率很低，因此引入了意向锁。–意向锁的含义是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；对任一结点加锁时，必须先对

它的上层结点加意向锁。多粒度封锁（五）三种常用的意向锁–意向共享锁（IntentShareLock，简称IS锁）•如果要对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔结点拟（意向）加S锁。–意向排它锁（IntentExclusive

Lock，简称IX锁）•如果要对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔结点拟（意向）加X锁。–意向共享排它锁（ShareIntentExclusiveLock，简称SIX锁）•如果要对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX=S+IX。多粒度封锁（六）T1T2

SXISIXSIX—SYNYNNYXNNNNNYISYNYYYYIXNNYYNYSIXNNYNNY—YYYYYY