SQL數據庫語言中的并發控制

數據庫系統概論AnIntroductiontoDatabaseSystem第5章數據保護第3章并發控制

第3節并發控制1并發控制概述2并發調度的可串行性3封鎖4封鎖的粒度5封鎖協議6兩段鎖協議7活鎖和死鎖8的并發控制9小結并發控制概述多事務執行方式(1)事務串行執行每個時刻只有一個事務運行，其他事務必須等到這個事務結束以后方能運行不能充分利用系統資源，發揮數據庫共享資源的特點并發控制（續）(2)交叉并發方式（interleavedconcurrency）事務的并行執行是這些并行事務的并行操作輪流交叉運行是單處理機系統中的并發方式，能夠減少處理機的空閑時間，提高系統的效率并發控制（續）(3)同時并發方式（simultaneousconcurrency）多處理機系統中，每個處理機可以運行一個事務，多個處理機可以同時運行多個事務，實現多個事務真正的并行運行最理想的并發方式，但受制于硬件環境更復雜的并發方式機制事務并發執行帶來的問題可能會存取和存儲不正確的數據，破壞事務的隔離性和數據庫的一致性DBMS必須提供并發控制機制并發控制機制是衡量一個DBMS性能的重要標志之一一、

并發控制概述并發控制機制的任務對并發操作進行正確調度保證事務的隔離性保證數據庫的一致性1、并發控制單位—事務事務是數據庫的邏輯工作單位，它是用戶定義的一組操作序列。在SQL中，定義事務的語句有三條：BEGINTRANSACTIONCOMMIT/*提交事務的所有操作，即將事務中所有對數據庫的更新寫回到磁盤上的物理數據庫中去，事務正常結束。ROLLBACK/*表示回滾，即在事務運行中發生了某種故障，事務不能繼續執行，系統將事務中對數據庫的所有已完成的更新操作全部撤銷，滾回到事務開始時的狀態。事務的屬性P162（1）原子性---一個事務是一個不可分割的工作單位，事務中包括的操作要么都做，要么都不做。（2）一致性：（3）隔離性（4）持續性2、并發操作的三類不一致性并發操作帶來的數據不一致性包括三類：丟失修改、不可重復讀和讀“臟”數據T1的修改被T2覆蓋了！

讀A=16

A←A-3寫回A=13①讀A=16

②

③A←A-1

寫回A=15

④事務T2事務T1數據不一致實例：飛機訂票系統并發操作帶來的數據不一致性丟失修改（lostupdate）不可重復讀（non-repeatableread）讀“臟”數據（dirtyread）（1）

丟失修改丟失修改是指事務1與事務2從數據庫中讀入同一數據并修改事務2的提交結果破壞了事務1提交的結果，導致事務1的修改被丟失。圖1三種數據不一致性T1T2①讀A=16

②

③A←A-1

寫回A=15

④

讀A=16

A←A-1寫回A=15(a)丟失修改（2）

不可重復讀不可重復讀是指事務1讀取數據后，事務2執行更新操作，使事務1無法再現前一次讀取結果。圖2三種數據不一致性(續)

讀B=100B←B*2寫回B=200

①

讀A=50

讀B=100

求和=150②

③讀A=50

讀B=200

求和=250(驗算不對)T2T1(b)不可重復讀三類不可重復讀事務1讀取某一數據后：事務2對其做了修改，當事務1再次讀該數據時，得到與前一次不同的值。事務2刪除了其中部分記錄，當事務1再次讀取數據時，發現某些記錄神密地消失了。事務2插入了一些記錄，當事務1再次按相同條件讀取數據時，發現多了一些記錄。后兩種不可重復讀有時也稱為幻影現象（phantomrow）（3）

讀“臟”數據事務1修改某一數據，并將其寫回磁盤事務2讀取同一數據后事務1由于某種原因被撤消，這時事務1已修改過的數據恢復原值事務2讀到的數據就與數據庫中的數據不一致，是不正確的數據，又稱為“臟”數據。圖3三種數據不一致性(續)

讀C=200

①讀C=100C←C*2

寫回C②

③ROLLBACKC恢復為100T2T1(c)讀“臟”數據二、

并發調度的可串行性1、什么樣的并發操作調度是正確的2、如何保證并發操作的調度是正確的1、什么樣的并發操作調度是正確的計算機系統對并行事務中并行操作的調度是隨機的，而不同的調度可能會產生不同的結果。將所有事務串行起來的調度策略一定是正確的調度策略。如果一個事務運行過程中沒有其他事務在同時運行，也就是說它沒有受到其他事務的干擾，那么就可以認為該事務的運行結果是正常的或者預想的什么樣的并發操作調度是正確的（續）以不同的順序串行執行事務也有可能會產生不同的結果，但由于不會將數據庫置于不一致狀態，所以都可以認為是正確的。幾個事務的并行執行是正確的，當且僅當其結果與按某一次序串行地執行它們時的結果相同。這種并行調度策略稱為可串行化（Serializable）的調度。什么樣的并發操作調度是正確的（續）可串行性是并行事務正確性的唯一準則例：現在有兩個事務，分別包含下列操作：事務1：讀B；A=B+1；寫回A；

事務2：讀A；B=A+1；寫回B；

假設A的初值為2，B的初值為2。什么樣的并發操作調度是正確的（續）對這兩個事務的不同調度策略串行執行串行調度策略1串行調度策略2交錯執行不可串行化的調度可串行化的調度(a)串行調度策略，正確的調度SlockBY=B=2UnlockBXlockAA=Y+1寫回A(=3)UnlockA

SlockAX=A=3UnlockAXlockBB=X+1寫回B(=4)UnlockB

T1T2(b)串行調度策略，正確的調度

SlockBY=B=3UnlockBXlockAA=Y+1寫回A(=4)UnlockA

SlockA

X=A=2UnlockAXlockBB=X+1寫回B(=3)UnlockB

T1T2(c)不可串行化的調度SlockBY=B=2

UnlockB

XlockAA=Y+1寫回A(=3)

UnlockA

SlockAX=A=2

UnlockA

XlockBB=X+1寫回B(=3)

UnlockBT1T2(c)不可串行化的調度(續)由于其執行結果與(a)、(b)的結果都不同，所以是錯誤的調度。(d)可串行化的調度SlockBY=B=2UnlockBXlockA

A=Y+1寫回A(=3)UnlockA

SlockA

等待等待等待X=A=3UnlockAXlockBB=X+1寫回B(=4)UnlockBT1T2(d)可串行化的調度（續）由于其執行結果與串行調度（a）的執行結果相同，所以是正確的調度。2、如何保證并發操作的調度是正確的為了保證并行操作的正確性，DBMS的并行控制機制必須提供一定的手段來保證調度是可串行化的。從理論上講，在某一事務執行時禁止其他事務執行的調度策略一定是可串行化的調度，這也是最簡單的調度策略，但這種方法實際上是不可行的，因為它使用戶不能充分共享數據庫資源。如何保證并發操作的調度是正確的（續）保證并發操作調度正確性的方法：封鎖方法時標方法樂觀方法三、

封鎖?1基本封鎖類型?2封鎖粒度?3封鎖協議?

4死鎖與活鎖什么是封鎖封鎖就是事務T在對某個數據對象（例如表、記錄等）操作之前，先向系統發出請求，對其加鎖加鎖后事務T就對該數據對象有了一定的控制，在事務T釋放它的鎖之前，其它的事務不能更新此數據對象。封鎖是實現并發控制的一個非常重要的技術1、基本封鎖類型DBMS通常提供了多種類型的封鎖。一個事務對某個數據對象加鎖后究竟擁有什么樣的控制是由封鎖的類型決定的。基本封鎖類型排它鎖（eXclusivelock，簡記為X鎖）共享鎖（Sharelock，簡記為S鎖）排它鎖排它鎖又稱為寫鎖若事務T對數據對象A加上X鎖，則只允許T讀取和修改A，其它任何事務都不能再對A加任何類型的鎖，直到T釋放A上的鎖共享鎖共享鎖又稱為讀鎖若事務T對數據對象A加上S鎖，則其它事務只能再對A加S鎖，而不能加X鎖，直到T釋放A上的S鎖鎖的相容矩陣Y=Yes，相容的請求N=No，不相容的請求

T1T2XS-XNNYSNYY-YYY封鎖的粒度8.7.1封鎖粒度8.7.2多粒度封鎖8.7.3意向鎖2、

封鎖粒度（1）什么是封鎖粒度（2）選擇封鎖粒度的原則（1）什么是封鎖粒度X鎖和S鎖都是加在某一個數據對象上的封鎖的對象:邏輯單元，物理單元例：在關系數據庫中，封鎖對象：邏輯單元:屬性值、屬性值集合、元組、關系、索引項、整個索引、整個數據庫等物理單元：頁（數據頁或索引頁）、物理記錄等什么是封鎖粒度（續）封鎖對象可以很大也可以很小例：對整個數據庫加鎖對某個屬性值加鎖封鎖對象的大小稱為封鎖的粒度(Granularity)多粒度封鎖(multiplegranularitylocking)在一個系統中同時支持多種封鎖粒度供不同的事務選擇（2）選擇封鎖粒度的原則封鎖的粒度越大，小，系統被封鎖的對象少，多，并發度小，高，系統開銷小，大，選擇封鎖粒度：考慮封鎖機構和并發度兩個因素對系統開銷與并發度進行權衡選擇封鎖粒度的原則（續）需要處理多個關系的大量元組的用戶事務：以數據庫為封鎖單位；需要處理大量元組的用戶事務：以關系為封鎖單元；只處理少量元組的用戶事務：以元組為封鎖單位（3）

多粒度封鎖多粒度樹以樹形結構來表示多級封鎖粒度根結點是整個數據庫，表示最大的數據粒度葉結點表示最小的數據粒度

多粒度封鎖（續）例：三級粒度樹。根結點為數據庫，數據庫的子結點為關系，關系的子結點為元組。數據庫關系Rn關系R1元組元組元組元組………………多粒度封鎖協議

允許多粒度樹中的每個結點被獨立地加鎖對一個結點加鎖意味著這個結點的所有后裔結點也被加以同樣類型的鎖在多粒度封鎖中一個數據對象可能以兩種方式封鎖：顯式封鎖和隱式封鎖3、

封鎖協議在運用X鎖和S鎖對數據對象加鎖時，需要約定一些規則：封鎖協議（LockingProtocol）何時申請X鎖或S鎖持鎖時間、何時釋放不同的封鎖協議，在不同的程度上為并發操作的正確調度提供一定的保證常用的封鎖協議：三級封鎖協議、兩段鎖協議（1）三級封鎖協議保證數據一致性---三級封鎖協議---一定程度解決并發操作的不正確調度可能帶來的丟失修改、不可重復讀、讀“臟”數據。保證并行調度可串行性---兩段鎖協議1級封鎖協議事務T在修改數據R之前必須先對其加X鎖，直到事務結束才釋放正常結束（COMMIT）非正常結束（ROLLBACK）1級封鎖協議可防止丟失修改在1級封鎖協議中，如果是讀數據，不需要加鎖的，所以它不能保證可重復讀和不讀“臟”數據。1級封鎖協議P167T1T2①

XlockA

讀A=16

③A←A-1

寫回A=15CommitUnlockA

②

XlockA等待等待等待等待④獲得XlockA讀A=15⑤A←A-1寫回A=14CommitUnlockA

沒有丟失修改1級封鎖協議

讀A=15①

XlockA

獲得②

讀A=16

A←A-1

寫回A=15③

④RollbackUnlockA

T2T1讀“臟”數據1級封鎖協議

②XlockB

獲得

讀B=100B←B*2

寫回B=200CommitUnlockB①讀A=50

讀B=100

求和=150③讀A=50

讀B=200

求和=250(驗算不對)T2T1不可重復讀

2級封鎖協議1級封鎖協議+事務T在讀取數據R前必須先加S鎖，讀完后即可釋放S鎖2級封鎖協議可以防止丟失修改和讀“臟”數據。在2級封鎖協議中，由于讀完數據后即可釋放S鎖，所以它不能保證可重復讀。2級封鎖協議不可重復讀①

SclockA

獲得讀A=50UnlockA②SclockB

獲得讀B=100UnlockB③求和=150

XlockB等待等待獲得XlockB讀B=100B←B*2寫回B=200CommitUnlockBT2T1④SclockA

獲得讀A=50UnlockA

SclockB

獲得讀B=200UnlockB

求和=250(驗算不對)

T2T1(續)

3級封鎖協議1級封鎖協議+事務T在讀取數據R之前必須先對其加S鎖，直到事務結束才釋放3級封鎖協議可防止丟失修改、讀臟數據和不可重復讀。3級封鎖協議T1T2①

SlockA

讀A=50

SlockB

讀B=100

求和=150②

③讀A=50

讀B=100

求和=150CommitUnlockAUnlockB④

⑤

XlockB等待等待等待等待等待等待等待等待獲得XlockB讀B=100B←B*2寫回B=200CommitUnlockB

可重復讀3級封鎖協議T1T2①

XlockC

讀C=100C←C*2

寫回C=200②

③ROLLBACK(C恢復為100)UnlockC④

⑤

SlockC等待等待等待等待獲得SlockC讀C=100CommitCUnlockC不讀“臟”數據封鎖協議小結三級協議的主要區別什么操作需要申請封鎖何時釋放鎖（即持鎖時間）封鎖協議小結(續)

（2）

兩段鎖協議兩段鎖協議的內容??在對任何數據進行讀、寫操作之前，事務首先要獲得對該數據的封鎖??在釋放一個封鎖之后，事務不再獲得任何其他封鎖。兩段鎖協議（續）“兩段”鎖的含義事務分為兩個階段

第一階段是獲得封鎖，也稱為擴展階段；第二階段是釋放封鎖，也稱為收縮階段。兩段鎖協議（續）例：事務1的封鎖序列：SlockA...SlockB...XlockC...UnlockB...UnlockA...UnlockC；事務2的封鎖序列：SlockA...UnlockA...SlockB...XlockC...UnlockC...UnlockB；事務1遵守兩段鎖協議，而事務2不遵守兩段協議。兩段鎖協議（續）并行執行的所有事務均遵守兩段鎖協議，則對這些事務的所有并行調度策略都是可串行化的。

所有遵守兩段鎖協議的事務，其并行執行的結果一定是正確的事務遵守兩段鎖協議是可串行化調度的充分條件，而不是必要條件可串行化的調度中，不一定所有事務都必須符合兩段鎖協議。兩段鎖協議（續）T1SlockB讀B=2Y=BXlockA

A=Y+1寫回A=3UnlockBUnlockA

T2

SlockA

等待等待等待等待等待SlockA讀A=3Y=AXlockBB=Y+1寫回B=4UnlockBUnlockA

T1SlockB讀B=2Y=BUnlockBXlockA

A=Y+1寫回A=3UnlockA

T2

SlockA等待等待等待等待SlockA讀A=3X=AUnlockAXlockBB=X+1寫回B=4UnlockB

(a)遵守兩段鎖協議

(b)不遵守兩段鎖協議T1SlockB讀B=2Y=BUnlockBXlockAA=Y+1寫回A=3UnlockAT2

SlockA讀A=2X=AUnlockAXlockB等待XlockBB=X+1寫回B=3UnlockB

(c)不遵守兩段鎖協議兩段鎖協議與三級封鎖協議的差別兩段鎖協議與三級封鎖協議兩類不同目的的協議兩段鎖協議保證并發調度的正確性三級封鎖協議在不同程度上保證數據一致性遵守第三級封鎖協議必然遵守兩段協議四、

活鎖和死鎖封鎖技術可以有效地解決并行操作的一致性問題，但也帶來一些新的問題死鎖活鎖1、

活鎖P170

活鎖如果事務T1封鎖了數據R，事務T2又請求封鎖R，于是T2等待。T3也請求封鎖R，當T1釋放了R上的封鎖之后系統首先批準了T3的請求，T2仍然等待。然后T4又請求封鎖R，當T3釋放了R上的封鎖之后系統又批準了T4的請求，...，T2有可能永遠等待，這就是活鎖的情形。避免活鎖的簡單方法是采用先來先服務的策略。如何避免活鎖采用先來先服務的策略：當多個事務請求封鎖同一數據對象時按請求封鎖的先后次序對這些事務排隊該數據對象上的鎖一旦釋放，首先批準申請隊列中第一個事務獲得鎖。2、死鎖如果事務T1封鎖了數據R1，T2封鎖了數據R2，然后T1又請求封鎖R2，因T2已封鎖了R2，于是T1等待T2釋放R2上的鎖。接著T2又申請封鎖R1，因T1已封鎖了R1，T2也只能等待T1釋放R1上的鎖。這樣就出現了T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2兩個事務永遠不能結束，形成死鎖。死鎖

T1T2

XlockR1...XlockR2等待等待等待...XlockR2..Xlock

R1等待等待.（1）產生死鎖的原因在數據庫中，產生死鎖的原因是兩個或多個事務都已封鎖了一些數據對象，然后又都請求對已為其他事務封鎖的數據對象加鎖，從而出現死等待。（2）解決死鎖的方法兩類方法

預防死鎖死鎖的診斷與解除死鎖的預防防止死鎖的發生其實就是要破壞產生死鎖的條件。預防死鎖通常有兩種方法：

一次封鎖法

順序封鎖法一次封鎖法要求每個事務必須一次將所有要使用的數據全部加鎖，否則就不能繼續執行一次封鎖法存在的問題：降低并發度擴大封鎖范圍將以后要用到的全部數據加鎖，勢必擴大了封鎖的范圍，從而降低了系統的并發度兩段鎖協議與一次封鎖法的區別兩段鎖協議與防止死鎖的一次封鎖法一次封鎖法要求每個事務必須一次將所有要使用的數據全部加鎖，否則就不能繼續執行，因此一次封鎖法遵守兩段鎖協議但是兩段鎖協議并不要求事務必須一次將所有要使用的數據全部加鎖，因此遵守兩段鎖協議的事務可能發生死鎖順序封鎖法順序封鎖法是預先對數據對象規定一個封鎖順序，所有事務都按這個順序實行封鎖。順序封鎖法可以有效地防止死鎖，但也同樣存在問題。事務的封鎖請求可以隨著事務的執行而動態地決定，很難事先確定每一個事務要封鎖哪些對象，因此也就很難按規定的