数据库系统概论 并发控制 数据库系统概论

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 数据库系统概论

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。 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 数据库系统概论

例子 飞机订票系统中的活动序列： 这种情况称为数据库的不一致性，是由并发控制引起的。 ①甲售票点读出某航班的机票余额A，设A=16 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。 数据库系统概论

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” 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” 数据库系统概论

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” 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 数据库系统概论

三种数据不一致性 T1 T2 读A=16 读A=50 读B=100 求和=150 读C=100 C←C*2 写C=200 B←B*2 求和=250 ROLLBACK C=100 数据库系统概论

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） 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。 数据库系统概论

封锁（Locking）(2) X锁和S锁的控制方式可有相容矩阵表示。 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。 T1 T2 X S - N Y 数据库系统概论

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。 数据库系统概论

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。 数据库系统概论

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。 数据库系统概论

不同级别的封锁协议 X锁 S锁 一致性保证 √ 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 数据库系统概论

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。 避免活锁的简单方法是采用“先来先服务”的策略。 数据库系统概论

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 数据库系统概论

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。 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。 数据库系统概论

死锁的诊断（2） 等待图法：等待图是一个有向图G=(T,U)。 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。 数据库系统概论

死锁的解除（1） 出现死锁后，必须由DBMS干预。处理如下： 被牺牲的事务可以有两种处理： 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统，否则可能再发生死锁。 数据库系统概论

死锁的解除（2） 选择哪个事务作为牺牲者，由下列几种选法： 选择最迟交付的事务作为牺牲者 选择获得锁最少的事务作为牺牲者 选择撤销代价最小的事务作为牺牲者 数据库系统概论

死锁的预防—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。 缺点： 有些数据对象过早的加锁，降低了并发度 如果有些事务需要访问的“热点”数据比较多，其它事务总是不断的占有其中某些数据，不能一次获得所需要数据的全部，就会一直等待下去，易发生活锁。 数据库系统概论

死锁的预防—顺序封锁法 顺序封锁法：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。 缺点： 数据库中一般是按内容访问，而不是按名访问，所以很难预先确定所有的访问对象 数据经常变动，次序也经常调整 上述两种方法用于数据库系统不实际。 数据库系统概论

死锁的预防—事务重执（1） 事务重执：当事务申请锁而未获准时，不是一律等待，而是让一些事务撤销重执。 为区别事务开始执行的先后，每个事务开始执行时，赋予一个唯一的、随时间增长的整数，称为时间标记，记为ts。如两个事务TA和TB，若ts（TA）< ts（TB），表明TA比TB“年老” 事务重执有两种策略 等待—死亡策略 击伤—等待策略 数据库系统概论

死锁的预防—事务重执（2） 等待—死亡策略 设TB持有某对象数据的锁，当TA申请同一数据的锁发生冲突时，按如下规则处理： If ts(TA)<ts(TB) then TA waits; else { rollback TA； / *die* / restrat TA with the same ts(TA); } 总是年老的事务等待年轻的事务。 数据库系统概论

死锁的预防—事务重执（3） 击伤—等待策略 设TB持有某对象数据的锁，当TA申请同一数据的锁发生冲突时，按如下规则处理： If ts(TA)>ts(TB) then TA waits; else { rollback TB； / *wound* / restrat TB with the same ts(TB); } 总是年轻的事务等待年老的事务。 数据库系统概论

死锁的预防—事务重执（4） 上述两种策略中，当冲突发生时，总是以年轻的事务作为牺牲品。因为年轻的事务随着时间的流逝，总会变成年老的事务，不致永远成为牺牲品。 数据库系统概论

并发调度的可串行性（1） 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地执行它们时的结果相同，称这种调度策略为可串行化的调度。 可串行性是并发事务正确性的准则。按这个规则规定，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。 对于n个事务，可有n!中排列次序，即有n!种串行调度。 数据库系统概论

并发调度的可串行性（2） 一个调度S是否可串行化，可用前趋图来测试。前趋图是有向图，点表示所有参与调度的事务对于边，当满足下列条件之一时，加入： Ri(x)在Wj(x)之前 Wi(x)在Rj(x)之前 Wi(x)在Wj(x)之前 若前趋图中有回路，则S显然不等价于任何串行调度，若无回路，则可用拓扑排序得到一个串行调度。 数据库系统概论

并发调度的可串行性（3） 设有事务集{T1,T2,T3,T4}的一个调度： S=W3(y)R1(x)R2(y)W3(x)W2(x)W3(z)R4(z)W4(x) 试检验S是否可串行化。 分别分析对x,y,z的所有操作，画出前趋图。 T2 T1 T4 T1,T3,T2,T4 T3 数据库系统概论

并发调度的可串行性（4） 可串行化调度和串行调度是有区别的： 前者交叉执行各事务操作，在效果上相当于事务的某一串行执行 后者完全是串行执行各事务，失去并发意义，不能充分利用系统资源 DBMS并发控制的任务就是保证事务执行的可串行化，比较有效的方法是要求DBMS按一定的封锁协议调度事务，以保证其执行可串行化。 两段锁协议（2PL）就是保证并发调度可串行化的封锁协议。 数据库系统概论

两段锁协议（1） 两段锁协议是指所有事务必须分两个阶段对是数据项加锁和解锁 在对任何数据进行读、写操作之前，首先要申请并获得对该数据的封锁。——扩展阶段 在释放一个封锁之后，事物不再申请和获得任何其它封锁。——收缩阶段 若并发执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发调度策略都可是可串行化。（充分条件）（可用反证法证明） 数据库系统概论

两段锁协议（2） 两段锁协议和一次封锁法的异同： 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，因此遵守两段锁协议 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，因此可能会发生死锁 数据库系统概论

封锁的粒度 定义：封锁对象的大小。 封锁的对象： 封锁粒度一系统的并发度和并发控制开销相关 可以是逻辑单元：属性、属性值的集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库 也可以是物理单元：页（数据页或索引页）、块 封锁粒度一系统的并发度和并发控制开销相关 封锁粒度越大，并发度越小，系统开销越小 封锁粒度越小，并发度较高，系统开销越大 数据库系统概论

多粒度封锁 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，这种封锁方法称为多粒度封锁 多粒度封锁，一个数据对象可能以两种方式被封锁： 显式封锁：应事务的要求直接加锁于该数据对象 隐式封锁：该数据对象没有加锁，而是由于它的上级被封锁，应此这个数据对象被隐含地封锁了 为了方便加锁引起的冲突，引进了意向锁（INTENTION LOCK） 数据库系统概论

意向锁（1） 含义：如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下级结点正在被加锁；对任一结点加锁时必须先对其上级结点加意向锁。 意向共享锁(IS)：如果对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔结点加了或拟（意向）加S锁 意向排它锁(IX)：如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔结点加了或拟（意向）加X锁 共享意向排它锁(SIX)：如果对一个数据对象加SIX锁，表示它加了S锁，再加IX锁。即SIX= S+IX。如读整个关系，修改其中元组，则该关系加SIX锁 数据库系统概论

意向锁（2） 各种锁的相容矩阵 T1 T2 S X IS IX SIX - Y N 数据库系统概论

意向锁（3） 各种锁的强度如图所示偏序关系 X SIX 所谓强度是指它对其它 锁的排斥程度。 S IX S 一个事务在申请封锁时， 以强所代替弱锁是安全的； - 反之则不然。 数据库系统概论

意向锁（4） 在多粒度封锁中，要对一个数据对象加锁，必须对这个数据对象所有上级加相应的意向锁。 申请锁时，应按自上而下的次序申请，以便及时发现冲突，停止下级锁的申请 释放锁时，应按自下而上的次序释放 数据库系统概论

习题 使某个事务永远处于等待状态，而得不到执行的现象称为（ ）。 A 死锁 B 活锁 C 串行调度 D 不可串行调度 使某个事务永远处于等待状态，而得不到执行的现象称为（ ）。 A 死锁 B 活锁 C 串行调度 D 不可串行调度 对数据对象施加封锁，可能会引起活锁和死锁问题。避免活锁的简单方法是采用（）的策略。 A 顺序封锁法 B 依次封锁法 C 优先级高先服务 D 先来先服务 习题13 数据库系统概论