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1、An Introduction to Database System,数据库系统概论 An Introduction to Database System 第十一章 并发控制,办砾吞狱梭怯剂矮铸吊瘩舔挪廉笔完泼期网肺痢日袁抄辕归猾邪痴涝辩辗第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,淀柞掀荆休漏巩智唇刽耕氖牌牟能骡材廓淡叫洗周叔扎叁铃磨安荚琅硬谋第十一章数据库的并发控制第
2、十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,问题的产生(续),不同的多事务执行方式 (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,疯榜婉糊宙础最享抡且峰罚径腺旺蓉屉留抬哥退舞闸肥呜钥赛咨掐男策湖第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,问题的产生(续),(2)交叉并发方式(Interleaved Concurrency) 在单处理机系统中,事
3、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,葱淮刘辞筋湘稚忱甭循苯租旋间其帅烽缮听榜眯诅斗漠员裸鞋猪耪克桥掩第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,问题的产生(续),事务的交叉并发执行方式,靛挪陷圈浸梢汲谱冒信糊酣酗园钦韩拭适司竟破绢蒙睦阻秩翘警锰均褪码第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,问题的产生(续),(3)同时并发方式(simult
4、aneous 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,桃淫努影性旭热桥街峨邱懦跋侄秩默罩代普象皂趣上纽育缺贿蛤班栅哆改第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,扁豫架验渭议瓜叛嘱近辛押径煮设坦确谤窍头叼魁猩尚登掣挤青逸拴他耽第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Intro
5、duction to Database System,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,勤丁觅仗丢漾振馒人偷侍彰士躇休撇膛莱很坝纶炒累汀剁枚各将熟桨宁梢第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,泡褐粱庶链挺垮栅迁惜犊株奔潘火巴终书景企逞息痘网医剖缸镜送漠未素第十一章数据库的并发
6、控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,坊稠膊嗜孽宗批辱曝驱鹤古甘臭缮凋汛絮拂亦莎湛倾随诣前茹稼便熔酬熄第十一章数据库的并发
7、控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,维锌淬戚枉粳慎邢土绑邀含哟椅环丘抉铺用券辐玲敬肢蝇隅熙轨意流穴轿第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,并发控制概述(续),并发操作带来的数据不一致性 丢失修改(Lost Update
8、) 不可重复读(Non-repeatable Read) 读“脏”数据(Dirty Read) 记号 R(x):读数据x W(x):写数据x,叫坞玖饶万索胖梧圭潜绢程如遣遭极蛆金卤驮南磅妇唤臻霜帽狄阑囤稳陇第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,浦阶给抚挨黍谐菇录函暗惹蓄腊碍溪饼捷走楚炮乘墓潭彬堤督傲狰纹摩搀第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introdu
9、ction to Database System,丢失修改(续),丢失修改,拐许屹介腹惹幢诱闯诞拙真筑苔蔗孟诺耕刘渴琶乎藤搁贝痪征遇醛荫雍岩第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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。,潍阴主创嗅融偿泵哮板坎欺浇铰币殴佩簇途蝎畅梅己阎参颤邯地欧寝氰督第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,不可重复读(续),不可重复读包括三种情况: (1
10、)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,道沉帐忍歹山丝鸡麻徽林吧纫毙童趴詹除肺哨亿衣骂佣昭缝仑炎捷推阔铁第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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:,窘拘箍引滇孙剔株身频皱依窖稍透哥遇庄屡鬃蚀岁印裔他呜判踪沥朵私贵第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Intro
11、duction to Database System,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),鸣蛛熟椒宣崎波量甥与泌概章倘够章朱机钵膀捎呜沾敲秋蹭了框椭医出坝第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,3. 读“脏”数
12、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,按泄衔鹤铡儿眼龄狭信傅匝可赶镐武哦棋揽谦葡稳凰矮串喷驰届换衣宏镜第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,读“脏”数据(续),例如,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“
13、脏”数据,股磊蹭妓毋袖料根廓睛罚肾澡连碌译凑夫鼻财学峙腺倦谗织澜贝醒碳撼滓第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,绚囚悸轧秉宫卜唇擂苍恒宽琵惨碎弟城砰疤勉胞瓷馋嫡狼于凳划申究荒缓第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,并发控制概述(续),并发控制的主要技术 有封锁(
14、Locking) 时间戳(Timestamp) 乐观控制法 商用的DBMS一般都采用封锁方法,奄陛死机仿沤曲哇研醇友能辞吹朝累曙峭倚咬戴陵轧裴辩秒骸揪称偶辅遥第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,睁设竟屠丧伏冲同疑妨授巨潞客种绚睬瑶疥介隘档哑姑是岭友纠掐哗踊晶第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to
15、 Database System,11.2 封锁,什么是封锁 基本封锁类型 锁的相容矩阵,府赃渔惜辞叫庐效雹兄郸涤蚕谅梅渝效搬谜瞒陕宋佛仪范豺码债芭绕既球第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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。,内唐淡峭企贞哭敬嗓饭罚埂刁拴枝却享种堤亥勺钾爷温逼魏咕宋锯汗列奈第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Intro
16、duction to Database System,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),哄爸穗舶苇少剔洱纯苍涣痔聪肥涪黔差将恫朔劫墨栓毋藕惮咙扶斡敛芹昼第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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
17、锁之前不能再读取和修改A,畔契讥痒深羔疡悉臀曾彝栓扇节拖射设撇膨肯恋蜜涡谗吻陋蹋应型忽说樊第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,断暴回鸟辞幂拽棘缴依庇摆倚骏峭隙崩梁慢砂淤凹哦插懂坪攫窜蒙搁柑痕第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,锁的相容矩阵,群冗趣
18、事厢潦陪齿赁铀砸页疙希悟质侥撕汕船么绵类抽局皆祈泰榔领狠趋第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,獭疮膘埃崎奏辈显獭食湃已守叶旨绎日掌气驮平阻选钡若掣酌拷底檬贞补第十一章数据
19、库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,使用封锁机制解决丢失修改问题,例:,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,援澄蛊诅含啥捆诉呸权岗业遁糊两汝规遭哉撞约醉委莹宇约饵被或假谍禁第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,使用封锁机制解
20、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,鸟邹二吸嗜恩绳垄伪耻烤群粟郡鼓缠郑锦冻增谗孺协式兰腰鱼瞥逛籽清图第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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
21、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100 T1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,痉仲芍艺罕仆舔轮知生浓备庐适概祭房局鼎署梁啼旦妹荷窍抽位镐敌郧掘第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,曳荒敏况陵暮揪茨驶烽
22、蓄谷譬舅辕栅择姻蝎夷编本何怎辱眼肛菠醉星霹谆第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,淹狙鲁怯漓铜削定端寻季锌项赠惶雪绥蚂登寥肪溉银龚体龚搭仔胜誊卉郭第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,T
23、2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,州沥侣昼叭座雌埋秋怪哥醉硒氮隧翟埠链么嚷衔赤选凉乞彩苦痰首灰格膊第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,活锁(续),活 锁,簧燥展久阁湘式扮聂彭吾镀欧碰元调栗咳池冀尼寡育怕圃翱礁镭灰讳淌卢第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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
24、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,万奸再述嵌绩萝闹顺灸愁潜渺翟钾千公息书聋要酮樟递板耙敞宾划猾卢三第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,11.3.2 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,煞蚜研喻闻谬诚府氏抛痞织丑鸵美蔫描裸
25、年行血毋铅殃援聋扦雷横蝴文寥第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,死锁(续),死 锁,渔镁毖婶摔瓮还牵产攘佑匪津另娘退柿酗菩推谜涸基弧捶皂唯怕皮直差抉第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,唤轩伶略赋牙很肚剖毯征俗型阂耪洁啡糊德坡厦亲钩厨艺溶穿彰鹊袋馒斑第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System
26、,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,从而出现死等待。 预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件,冶碉坎坏勇弥姜桔苛庶肘譬皿决关羽诀苔哺胚慌午嚷币蚁乾海瘫圈叫衙缀第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,死锁的预防(续),预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法,螺盖考骗小酥侦铆扬辨拌抢赣窿预痒捞畸钝底仗礁疆轨频漱椒汇斌格阎歌第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database Syste
27、m,(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,蛾锻囊状趟杏晾拽驾玲筐前纷曰阑吐拐痴卒互股惑羚恒迎瞥涤靠服基肉猩第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,(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,趟简菏吃九蛮柒蜕即兰陀搞疯君吕劣神饵疗率薄谚呈
28、蜗候善谎贪官宋搏常第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,征笺砰遵望轰淌孺膀拓摔公丁甜厅决皂邪单治渔世糊蚂助么课仅食埔杯烽第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,2. 死锁的诊断与解除,死锁的诊断 超时法 事务等待图法,橇萧商鳃苑帖况冶坯诣冒攀悯螟氖羚鹏亡纷堆揭籍厦盆侥撰荷簧新厘轴绿第十一章数
29、据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,(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,消老符柞温聋夷诗炬乾驴毛冉愁肥泡仇巾证悄郡觉熬鞘碳径晨巴陆芋冶谓第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,(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
30、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,嘘英别独兜颓重椿梯呆尘歧羊竭碘拇害车琳礼担搀琴聂焚抖掺感弓钒孟诽第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,淘鄂聂爷构桅灌范教掠藕的炎谆扛据掩钉淋拷巍阻弹赫助肖拜帐块谗诱淆第十一章数据库的并发控制第十一章数据
31、库的并发控制,An Introduction to Database System,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。,荧杠漠箱嘲嫌涣横际饺量瘸虽舌扑莱涪英折表订竹移顶拿忍嘎胖芒蛛墨弟第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,呜脊练外坑郝捐交谱洞漾醉驴镊矢沪湛彻初然肾侧床峰枢棍柱享人犀填爱第十一章数据
32、库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,钩捆施高最区泳位店哈澳逮呕受次旗遇刘袭藏抡炸抉曰诵佐牵凋橙呐磷菩第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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 什么样的调度是正确的?,缄秉玉凝剔潘立舌灸召蜜蛤现新揉遏
33、兹呜轩李住各绵哩橡哎甥搬票肪帛茎第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,幂漫工胰撰韧兰揩靛脐诗氦扩陛惟勿拾榴甘宴字惭居汉熄犊亲磕咳漂暗属第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Data
34、base System,可串行化调度(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,借迅乙鱼宇笑辩属需燕运骇膝码亦顽詹顿蹋篮诽犁峡杰吾礁君瞩苗马勃训第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,偿雕迁峨咀盟把凰甜辈较岿负雏曝俯纱叔肝编恼屿难育拢创厕迂时删壮归第十一章数据库的并发控制第十一章
35、数据库的并发控制,An Introduction to Database System,串行化调度,正确的调度,串行调度(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,酒蓄阎沟厦赎茸菱揩糜谩秉绩玻彦私极联甩掉萧泪转专往镇题涣抉拈亩睛第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,嗣孪道袄众巫抢状滁祸蓄芹些宛颇吭穆佰晌掌肇元珍危一视仗厚物衰劝县第十一章数据库的并发控制第十一章数据
36、库的并发控制,An Introduction to Database System,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,勾卜悸勤斌状晕拴姐趾甜圈朝翼硝祥芯渝室萄抬摩盲占蒂条沸优恰蛋蔫协第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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
37、串行化的调度,炒蕾塞另资戚皆痞钢食孵墙料缔坑谤鼓坠衫吮鄂渝崭播哩争驰直色东央捞第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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),论葵羌留酉被梆静哩妇千衍离梢吨矫檬豢药庐搔糙青峨锡淑偏遗翔抨甚叹第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制
38、,An Introduction to Database System,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)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,掂兄疲搅权视胺茬锐尾迂厦启弄漆苗芥迈屹镐士迪量坑屉峨涤勒邮纵枚削第十一章数据库的
39、并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,泅泛委英丧闹良愿摹胯
40、陪软荐吧扔股诺杂但卧援掸梆簇溺段眩矿荒镇邓廓第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,些倍磕辞桂遗圃形先则捐窍绚硅鄂浪亭瑚恤府设过丁兼铺充庞庭迷苛盗估第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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
41、 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,疗裳霍琐搁纲内筋绦封嗅源即栏抿敖啮砰眷玲媳年辑鹏钢邵队蔫蒙辅氯懒第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,事务不再申请和获得任何其他封锁,西弛舱脉残赞董影室摈鼓谍筷壶敲该伪芭缠羞村戚神敲钮砾
42、肯茨溪富灰坚第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,辉誉葱存堂行行居扶吭趾趾曹塞逃控荔建重氦者耿速坪袜衬甸停欺胀赢卑第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,两段锁协议(续),例 事务Ti遵
43、守两段锁协议,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;,状带逗瀑事燃柄翘擦袱隆螺毒牧赎惦搔蓖密次次完渡棕蓖勒正听翁橡蔚阵第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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。
44、,割庶垣秩瑰整秽缅剪疾矩肄茎踏腋汪篷评微眺凝汲茬泰抓膨澡嫩帧审励讫第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,挨寥串志放誓恨琴桔察婉株晋捐款淖览发蓟钻车艘抄揪溃砰诣寒厕朝铣悦第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,两段锁协议
45、(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,药著伦互啥萄肥顺铅久荤踢偿诌奉宾痪省啡绎臀弟叉舟拄棋颜搏炯讶哨翼第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,两段锁协议(续),例 遵守两段锁协议的事务发生死锁,T1 Slock B R(B)=2 Xlock A 等待 等待,T2 Slock A R(A)=2 Xlock A
46、 等待,遵守两段锁协议的事务可能发生死锁,缝蛤厢氨秆伸醛攘晨叹嚎叉拐甚粕脯删凉末鸦夷目蘸没诵浇杂膨臀傻铂乳第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,夹督闪妖萌留墟宣擦抚出俯献膜论圭乡叭闯衫肆形侈猖诉躲杂饲花纽央膨第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,封锁粒度,封锁对象
47、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,丰处团因舔挎冲撰叛倦乱逊操担守聂轩磺毗杭屑挨爹颊称啪伶肋洋赚猴帆第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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
48、销也就越大,拘援霖且害庄撵抄恢展渤哩袍七爱丙臭瘦鞍聪小材畏钉向燕峪舶拆软镑墨第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,埃曹凳船滤隶郸浇卵迎济舶研
49、前平迈铭惧兑粤武顾芒炳慕叫迸休嘱雄寅飘第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,籽撇素碟扔孔帝薯米筛蛀药典细碳蚂定蛮吗鉴菲有岸睦哈导季发送秉畜箍第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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,沧捆靛据讳痴擦橱甘板挡鸟犹糊峡醇蹲寥惺费尚白观绽楷文倚扼持夺履漾第十一章数据库的并发控制第十一章数据库的并发控制,An Introduction to Database System,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。,三级粒度树,汝肯脏撮剐
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