1、数据库系统概论 An Introduction to Database System 第十一章第十一章 并发控制并发控制 并发控制 多用户数据库系统 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上千个 并发控制（续） 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 T1 T2 T3 事务的串行执行方式事务的串行执行方式 并发控制（续） 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
2、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 （2）交叉并发方式交叉并发方式（Interleaved Concurrency） 并发控制（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 最理想的并发方式，但受制于硬件环境 更复杂的并发方式机制 本章讨论的数据库系统并发控制技术是以单处理机系统为 基础的 并发控制（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，破坏事务隔离性和数据库的
3、一致性 数据库管理系统必须提供并发控制机制 并发控制机制是衡量一个数据库管理系统性能的重要标志之一 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.1 并发控制概述 事务是并发控制的基本单位 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 T1的修改被T2覆盖了！ 并发操作带来数据的不一致性实例 例11.1飞机订票系统中的一个活动序列 甲售票点(事务T1)读出某航班的机票余额A，设A
4、=16； 乙售票点(事务T2)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 并发控制概述（续）并发控制概述（续） 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T1、T2两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，T1事务的修改就被丢失。 原因：第4步中T2事务修改A并写回后覆盖了T1事务的修改 并发控制概述（续） 并发操作带来的数据不一致性 1
5、.丢失修改（Lost Update） 2.不可重复读（Non-repeatable Read） 3.读“脏”数据（Dirty Read） 记号 R(x):读数据x W(x):写数据x 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 丢失修改（续） T1 T2 R(A)=16 R(A)=16 AA-1 W(A)=15 AA-1 W(A)=15 丢失修改丢失修改 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。 不可重复读（续） 不可重复读包括三种
6、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 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 T1 T2 R(A)=50 R(B)=100 求和求和=150 R(B)=100 BB*2 W(B)=200 R(A)=50 R(B)=200 求和求和=250 (验算不对验算不对) 不可重复读不可重复读 例如：例如： 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
7、部分记录，当T1再次按相同条件读取数据 时，发现某些记录神秘地消失了。 （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） 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 读“脏”数据（续） T1 T2 R(C)=100 CC*2 W(C)=200 R(C)=
8、200 ROLLBACK C恢复为恢复为100 例如例如 读“脏”数据读“脏”数据 T1将将C值修改为值修改为200，T2 读到读到C为为200 T1由于某种原因撤销，由于某种原因撤销， 其修改作废，其修改作废，C恢复原值恢复原值 100 这时这时T2读到的读到的C为为200， 与数据库内容不一致，与数据库内容不一致， 就是“脏”数据就是“脏”数据 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 对数据库的应用有时允许某些不一致性，例如有些统计工 作涉及数据量很大，
9、读到一些“脏”数据对统计精度没什 么影响，可以降低对一致性的要求以减少系统开销 参见爱课程网11.1节动画并发操作带来的数据不一致性 并发控制概述（续） 并发控制的主要技术 封锁(Locking) 时间戳(Timestamp) 乐观控制法 多版本并发控制(MVCC) 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.2 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
10、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。 封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术 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） 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A 共享锁 共享锁又称为读
11、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 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，相容的请求 N=No，不相容的请求，不相容的请求 T1 X S _ X N N Y S N Y Y _ Y Y Y T2 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.3 封锁协议 什
12、么是封锁协议 在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则，这些规则为封锁 协议（Locking Protocol）。 何时申请X锁或S锁 持锁时间 何时释放 对封锁方式规定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议，它们分别在 不同的程度上为并发操作的正确调度提供一定的保证。 保持数据一致性的常用封锁协议 三级封锁协议 1.一级封锁协议 2.二级封锁协议 3.三级封锁协议 1. 一级封锁协议 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。 正常结束（COMMIT） 非正常结束（ROLLBACK） 一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。 在一级封锁协
13、议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要 加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。 使用封锁机制解决丢失修改问题 T1 T2 Xlock A R(A)=16 Xlock A AA-1 等待等待 W(A)=15 等待等待 Commit 等待等待 Unlock A 等待等待 获得获得Xlock A R(A)=15 AA-1 W(A)=14 Commit Unlock A 例：例： 事务事务T1在读在读A进行修改进行修改 之前先对之前先对A加加X锁锁 当当T2再请求对再请求对A加加X锁锁 时被拒绝时被拒绝 T2只能等待只能等待T1释放释放A上上 的锁后获得对的锁后获得对A的的X锁锁 这
14、时这时T2读到的读到的A已经是已经是 T1更新过的值更新过的值15 T2按此新的按此新的A值进行运值进行运 算，并将结果值算，并将结果值A=14写写 回到磁盘。避免了丢失回到磁盘。避免了丢失 T1的更新。的更新。 没有丢失修改没有丢失修改 2. 二级封锁协议 二级封锁协议 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，读完后即可释放S锁。 二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。 在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保 证可重复读。 使用封锁机制解决读“脏”数据问题 T1 T2 Xlock C R(C)=100 CC*2 W(C)=200 Slock C 等
15、待等待 ROLLBACK 等待等待 (C恢复为恢复为100) 等待等待 Unlock C 等待等待 获得获得Slock C R(C)=100 Commit C Unlock C 例例 事务事务T1在对在对C进行修改之前，进行修改之前， 先对先对C加加X锁，修改其值后写锁，修改其值后写 回磁盘回磁盘 T2请求在请求在C上加上加S锁，因锁，因T1已已 在在C上加了上加了X锁，锁，T2只能等待只能等待 T1因某种原因被撤销，因某种原因被撤销，C恢复恢复 为原值为原值100 T1释放释放C上的上的X锁后锁后T2获得获得C上上 的的S锁，读锁，读C=100。避免了。避免了T2 读“脏”数据读“脏”数据
16、不读“脏”数据不读“脏”数据 3. 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。 三级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。 使用封锁机制解决不可重复读问题 T1 T2 Slock A Slock B R(A)=50 R(B)=100 求和求和=150 Xlock B 等待等待 R(A)=50 等待等待 R(B)=100 等待等待 求和求和=150 等待等待 Commit 等待等待 Unlock A 等待等待 Unlock B 等待等待 获得获得XlockB R(B)=100 BB*2 W(B)=200 Commit Unl
17、ock B 事务事务T1在读在读A，B之前，先对之前，先对A，B 加加S锁锁 其他事务只能再对其他事务只能再对A，B加加S锁，而锁，而 不能加不能加X锁，即其他事务只能读锁，即其他事务只能读A， B，而不能修改，而不能修改 当当T2为修改为修改B而申请对而申请对B的的X锁时被锁时被 拒绝只能等待拒绝只能等待T1释放释放B上的锁上的锁 T1为验算再读为验算再读A，B，这时读出的，这时读出的B 仍是仍是100，求和结果仍为，求和结果仍为150，即可，即可 重复读重复读 T1结束才释放结束才释放A，B上的上的S锁。锁。T2才才 获得对获得对B的的X锁锁 可重复读可重复读 4封锁协议小结 三级协议的主
18、要区别 什么操作需要申请封锁以及何时释放锁（即持锁时间） 不同的封锁协议使事务达到的一致性级别不同 封锁协议级别越高，一致性程度越高 X锁锁 S锁锁 一致性保证一致性保证 操作结操作结 束释放束释放 事务结事务结 束释放束释放 操作结操作结 束释放束释放 事务结事务结 束释放束释放 不丢失不丢失 修改修改 不读“脏”不读“脏” 数据数据 可重复可重复 读读 一级封锁协议一级封锁协议 二级封锁协议二级封锁协议 三级封锁协议三级封锁协议 表表11.1 不同级别的封锁协议和一致性保证不同级别的封锁协议和一致性保证 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.
19、4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.4 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 11.4.1 活锁 11.4.2 死锁 11.4 活锁和死锁活锁和死锁 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 活锁（续） (
20、a)活活 锁锁 T1 T2 T3 T4 Lock R Lock R 等待等待 Lock R 等待等待 Lock R Unlock R 等待等待 等待等待 等待等待 Lock R 等待等待 等待等待 等待等待 等待等待 Unlock 等待等待 等待等待 Lock R 等待等待 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 11.4.1 活锁 11.4.2 死锁 11.4 活锁和死锁活锁和死锁 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
21、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 死锁（续） T1 T2 Lock R1 Lock R2 Lock R2 等待等待 等待等待 等待等待 Lock R1 等待等待 等待等待 等待等待 等待等待 (b) 死锁死锁 解决死锁的方法 两类方法 1. 死锁的预防 2. 死锁的诊断与解除 1. 死锁的预防 产生死锁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
22、死等待。 预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件 死锁的预防（续） 预防死锁的方法 （1）一次封锁法 （2）顺序封锁法 （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 一次封锁法（续） 难于事先精确确定封锁对象 数据库中数据是不断变化的，原来不要求封锁的数据， 在执行过程中可能会变成封锁对象，所以很难事先精 确地确定每个事务所要封锁的数据对象。 解决方法：将事务在执行过程中可能要封锁的数据对 象全部加锁，这就进一步降低了并发度。 （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
23、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，并且随数据的插入、删 除等操作而不断地变化，要维护这样的资源的封锁顺序非常 困难，成本很高。 难以实现 事务的封锁请求可以随着事务的执行而动态地决定，很难事 先确定每一个事务要封锁哪些对象，因此也就很难按规定的 顺序去施加封锁 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略并不太适合数据库的特点 数据库管理系统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 2. 死锁的诊断与解除 死锁的诊断 （1）超时法 （2）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
24、 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 等待图法（续） 事务等待图事务等待图 图图(a)中，事务中，事务T1等待等待T2，T2等待等待T1，产生了死锁，产生了死锁 图图(b)中，事务中，事务T1等待等待T2，T2等待等待T3，T3等待等待T4，T4又等待又等待T1， 产生了死锁产生了死锁 图图(b)中，事务中，事务T3可能还等待可能还
25、等待T2，在大回路中又有小的回路，在大回路中又有小的回路 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。 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 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.5 并发调度的可串行性 数据库管理系统对并发事务不同的
26、调度可能会产生不同的结果 串行调度是正确的 执行结果等价于串行调度的调度也是正确的，称为可串行化调度 11.5.1 可串行化调度 11.5.2 冲突可串行化调度 11.5 并发调度的可串行性并发调度的可串行性 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 可串行化调度（续） 例11.2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
27、 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 串行调度,正确的调度 T1 T2 Slock B Y=R(B)=2 Unlock B Xlock A A=Y+1=3 W(A) Unlock A Slock A X=R(A)=3 Unlock A Xlock B B=X+1=4 W(B) Unlock B 串行调度串行调度(a) 假设假设A、B的初值均为的初值均为2。 按按T1T2次序执行结果次序执行结果 为为A=3，B=4 串行调度策略串行调度策略,正确的调度正确的调度 串行调度,正确的调度 T1 T2 Slock A X=R(A)=2 Unlock A Xlock B
28、 B=X+1=3 W(B) Unlock B Slock B Y=R(B)=3 Unlock B Xlock A A=Y+1=4 W(A) Unlock A 串行调度串行调度(b) 假设假设A、B的初值均为的初值均为2。 T2T1次序执行结果为次序执行结果为 B=3，A=4 串行调度策略串行调度策略,正确的调度正确的调度 不可串行化调度，错误的调度 T1 T2 Slock B Y=R(B)=2 Slock A X=R(A)=2 Unlock B Unlock A Xlock A A=Y+1=3 W(A) Xlock B B=X+1=3 W(B) Unlock A Unlock B 不可串行化的
29、调度不可串行化的调度 执行结果与执行结果与(a)、(b)的结的结 果都不同果都不同 是错误的调度是错误的调度 可串行化调度，正确的调度 T1 T2 Slock B Y=R(B)=2 Unlock B Xlock A Slock A A=Y+1=3 等待等待 W(A) 等待等待 Unlock A 等待等待 X=R(A)=3 Unlock A Xlock B B=X+1=4 W(B) Unlock B 可串行化的调度可串行化的调度 执行结果与串行调度执行结果与串行调度 (a)的执行结果相同的执行结果相同 是正确的调度是正确的调度 11.5.1 可串行化调度 11.5.2 冲突可串行化调度 11.5
30、 并发调度的可串行性并发调度的可串行性 11.5.2 冲突可串行化调度 冲突可串行化 一个比可串行化更严格的条件 商用系统中的调度器采用 冲突操作：是指不同的事务对同一数据的读写操作和写写操作： Ri(x)与Wj(x) /*事务Ti读x，Tj写x，其中ij*/ Wi(x)与Wj(x) /*事务Ti写x，Tj写x，其中ij*/ 其他操作是不冲突操作 不能交换（Swap）的动作: 同一事务的两个操作 不同事务的冲突操作 冲突 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是 冲突可串行化的调度 若一个调度是冲突可串行
31、化，则一定是可串行化的调度 可用这种方法判断一个调度是否是冲突可串行化的 冲突可串行化（续） 冲突可串行化（续） Sc2=r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B) T1 T2 例例11.3 今有调度今有调度 Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B) Sc2等价于一个串行调度等价于一个串行调度T1，T2。所以。所以Sc1冲突可串行化的调度冲突可串行化的调度 冲突可串行化调度 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11.4有3个事务 T1=W1(
32、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 参见爱课程网11.4节动画冲突可串行化 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.6
33、 两段锁协议 数据库管理系统普遍采用两段锁协议的方法实现并发调度的可串行 性，从而保证调度的正确性 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，事务不再申请和获得任何其他封锁 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 两段锁协议（续） 例 事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是 ： Slock
34、 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； 两段锁协议（续） 事务事务T1 事务事务T2 Slock A R(A)=260 Slock C R(C)=300 Xlock A W(A)=160 Xlock C W(C)=250 Slock A Slock B 等待等待 R(B)=1000 等待等待 Xlock B 等待等待 W(B)=1100 等待等待 Unlock
35、A 等待等待 R(A)=160 Xlock A Unlock B W(A)=210 Unlock C 遵守两段锁协议的可串行化调度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左图的调度是遵守两段锁协 议的，因此一定是一个可行议的，因此一定是一个可行 化调度。化调度。 如何验证？如何验证？ 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 参见爱课程网11.5节动画两段锁协议 两段锁协议（续） 两段锁协议与防止死
36、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 两段锁协议（续） 例遵守两段锁协议的事务发生死锁 遵守两段锁协议的事务可能发生死锁遵守两段锁协议的事务可能发生死锁 事务事务T1 事务事务T2 Slock B R(B)=2 Slock A R(A)=2 Xlock A 等待等待 Xlock A 等待等待 等待等待 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11
37、.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 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、属性值的集合、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 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 选择封锁粒度的原则（续） 例 若
38、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 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
39、户事务：以数据库为封锁单位 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 11.7.1 多粒度封锁 11.7.2 意向锁 11.7 封锁的粒度封锁的粒度 11.7.1 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 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。 数据库数据库 关系关系Rn 关系关系R1 元组元组 元组元组 元组元组 元组元组 三级粒度树三级粒度树 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
40、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 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: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 显式封锁和隐式封锁的效果是一样的 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 显式封锁和隐式封锁（续） 对某个数据对象加锁，系统要检查
41、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 11.7.1 多粒度封锁 11.7.2 意向锁 11.7 封锁的粒度封锁的粒度 11.7.2 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 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 常用
42、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) 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 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和数据库加IX锁 意向锁（续） SIX锁 如果对一个数据对象加S
43、IX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）。 意向锁（续） 意向锁的相容矩阵意向锁的相容矩阵 意向锁（续） 锁的强度 锁的强度是指它对其他锁的排斥 程度 一个事务在申请封锁时以强锁代 替弱锁是安全的，反之则不然 意向锁（续） 具有意向锁的多粒度封锁方法 申请封锁时应该按自上而下的次序进行 释放封锁时则应该按自下而上的次序进行 例如：事务T1要对关系R1加S锁 要首先对数据库加IS锁 检查数据库和R1是否已加了不相容的锁(X或IX) 不再需要搜索和检查R1中
44、的元组是否加了不相容的锁(X锁) 意向锁（续） 具有意向锁的多粒度封锁方法 提高了系统的并发度 减少了加锁和解锁的开销 在实际的数据库管理系统产品中得到广泛应用 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 封锁协议 11.4 活锁和死锁 11.5 并发调度的可串行性 11.6 两段锁协议 11.7 封锁的粒度 *11.8 其他并发控制机制 11.9 小结 11.9 小结 数据库的并发控制以事务为单位 数据库的并发控制通常使用封锁机制 基本封锁 多粒度封锁 活锁和死锁 小结（续） 并发事务调度的正确性 可串行性 并发操作的正确性则通常由两段锁协议来保证。 两段锁协议是可串行化调度的充分条件，但不是必要条件 冲突可串行性 小结（续） 其他并发控制机制 时间戳方法 乐观控制法 多版本并发控制
