第09-2-事务管理-并行.ppt

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1、浙江工商大学计算机与信息工程学院数据库系统概论数据库系统概论AnIntroductiontoDatabaseSystem第九章第九章 事务管理事务管理-并发控制并发控制并发控制概述多事务执行方式(1)事务串行执行n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n不能充分利用系统资源，发挥数据库共享资源的特点并发控制(2)交叉并发方式（interleaved concurrency）n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n是单处理机系统中的并发方式，能够减少处理机的空闲时间，提高系统的效率并发控制(3)同时并发方式（simultaneous concurrenc

2、y）n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n最理想的并发方式，但受制于硬件环境n更复杂的并发方式机制事务并发执行概述o可能会存取和存储不正确的数据，破坏事务的隔离性和数据库的一致性oDBMS必须提供并发控制机制o并发控制机制是衡量一个DBMS性能的重要标志之一并发控制概述o并发控制机制的任务n对并发操作进行正确调度n保证事务的隔离性n保证数据库的一致性并发操作带来的数据不一致性o丢失修改（lost update）o不可重复读（non-repeatable read）o读“脏”数据（dirty read）1.丢失修改丢失修改是指事

3、务1与事务2从数据库中读入同一数据并修改事务2的提交结果破坏了事务1提交的结果，导致事务1的修改被丢失。2.不可重复读不可重复读是指事务1读取数据后，事务2执行更新操作，使事务1无法再现前一次读取结果。三类不可重复读事务1读取某一数据后：1。事务2对其做了修改，当事务1再次读该数据时，得到与前一次不同的值。2.事务2删除了其中部分记录，当事务1再次读取数据时，发现某些记录神密地消失了。3.事务2插入了一些记录，当事务1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3.读“脏”数据事务1修改某一数据，并将其写回磁盘事务2读取同一数据后事务1由于某种原因被撤消，这时

4、事务1已修改过的数据恢复原值事务2读到的数据就与数据库中的数据不一致，是不正确的数据，又称为“脏”数据。三种数据不一致性 T1T2 读A=16 AA-1 写回A=15读A=16AA-1写回A=15(a)丢失修改丢失修改三种数据不一致性读B=100 BB*2写回B=200 读A=50 读B=100 求和=150 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对)T2T1(b)不可重复读不可重复读三种数据不一致性读C=200 读C=100 CC*2 写回C ROLLBACK C恢复为100T2T1(c)读读“脏脏”数据数据封锁一、什么是封锁二、基本封锁类型三、基本锁的相容矩阵一、什么是封锁o封锁

5、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o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。o封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术二、基本封锁类型oDBMS通常提供了多种类型的封锁。一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制是由封锁的类型决定的。o基本封锁类型n排它锁（eXclusive lock，简记为X锁）n共享锁（Share lock，简记为S锁）排它锁o排它锁又称为写锁o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.oX锁排斥

6、其他事物对数据加任何类型的锁。共享锁o共享锁又称为读锁o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o可读但是不能写三、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T1T2XS-XNNYSNYY-YYY封锁协议o在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则：封锁协议（Locking Protocol）n何时申请X锁或S锁n持锁时间、何时释放o 不同的封锁协议，在不同的程度上为并发操 作的正确调度提供一定的保证o常用的封锁协议：三级封锁协议1级封锁协议o事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁o非正常结束（

7、ROLLBACK）o1级封锁协议可防止丢失修改o在1级封锁协议中，没有规定事物读数据需要加锁，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。1级封锁协议T1T2 Xlock A 获得 读A=16AA-1 写回A=15 Commit Unlock AXlock A等待等待等待等待获得Xlock A读A=15AA-1写回A=14CommitUnlock A没有丢失修改没有丢失修改1级封锁协议读A=15 Xlock A 获得 读A=16 AA-1 写回A=15 RollbackUnlock AT2T1读读“脏脏”数据数据这里的漏洞是这里的漏洞是T2没有对数据加锁没有对数据加锁1级封锁协议 Xlock B

8、获得 读B=100 BB*2 写回B=200 Commit Unlock B读A=50 读B=100 求和=150读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对)T2T1不可重复读不可重复读 2级封锁协议o1级封锁协议+事务T在读取数据R前必须先加S锁，读完后即可释放S锁o2级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。o在2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。2级封锁协议不可重复读不可重复读Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得 读B=100 Unlock B 求和=150 Xlock B等待等待获得Xlock B读B=10

9、0BB*2写回B=200CommitUnlock BT2T1Sclock A 获得 读A=50 Unlock A Sclock B 获得 读B=200 Unlock B 求和=250 (验算不对)T2T1(续)3级封锁协议o1级封锁协议+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o3级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。3级封锁协议T1T2 Slock A 读A=50 Slock B 读B=100 求和=150 读A=50 读B=100 求和=150 Commit Unlock A Unlock B Xlock B等待等待等待 等待等待等待等待等待获得Xlock B读

10、B=100BB*2写回B=200CommitUnlock B 可重复读可重复读3级封锁协议T1T2 Xlock C 读C=100 CC*2 写回C=200 ROLLBACK (C恢复为100)Unlock C Slock C等待等待等待等待获得Slock C读C=100Commit CUnlock C不读不读“脏脏”数据数据4封锁协议小结o三级协议的主要区别n什么操作需要申请封锁n何时释放锁（即持锁时间）封锁协议小结活锁和死锁o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n死锁n活锁 活锁如何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o按请求封锁的先后次

11、序对这些事务排队o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。2 死锁T1 T2 XlockR1.XlockR2等待等待等待等待等待等待.XlockR2.XlockR1等待等待等待等待.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1.死锁的预防o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。o预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件死锁的预防预防死锁的方法o 一次封锁法o 顺序封锁法（1）一次封锁法o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o一次封锁法存在的问题：降低并发度

12、n 扩大封锁范围n将以后要用到的全部数据加锁，势必扩大了封锁的范围，从而降低了系统的并发度一次封锁法o难于事先精确确定封锁对象n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（2）顺序封锁法o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。o顺序封锁法存在的问题n 维护成本高n数据库系统中可封锁的数据对象极其众多，并且随数据的插入、删除等操作而不断地变化，要维护这样极多而且变化的资源的封锁顺序非常困难，成本很高顺序封锁法n难于实现n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

13、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o结论n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nDBMS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o允许死锁发生o解除死锁n由DBMS的并发控制子系统定期检测系统中是否存在死锁n一旦检测到死锁，就要设法解除检测死锁o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o优点：实现简单o缺点n时限太短，有可能误判死锁n时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现等待图法o用事务等待图动态反映所有事务的等待情况n事务等待图是一个有向图G=(T，U)nT为结点的集合，每个结点表

14、示正运行的事务nU为边的集合，每条边表示事务等待的情况n若T1等待T2，则T1，T2之间划一条有向边，从T1指向T2o并发控制子系统周期性地（比如每隔1 min）检测事务等待图，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o解除死锁n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。11.4 并发调度的可串行性一、什么样的并发操作调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的一、什么样的并发操作调度是正确的o计算机系统对并行事务中并行操作的调度是的随机的，而不同的调度可能会产生不同的结果。o将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的调

15、度策略。n如果一个事务运行过程中没有其他事务在同时运行，也就是说它没有受到其他事务干扰，那么就可以认为该事务的运行结果是正常的或者预想的。什么样的并发操作调度是正确的o以不同的顺序串行执行事务也有可能会产生不同的结果，但由于不会将数据库置于不一致状态，所以都可以认为是正确的。o 几个事务的并行执行是正确的，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。这种并行调度策略称为可串行化（Serializable）的调度。(a)串行调度策略，正确的调度SlockBY=B=2UnlockBXlockAA=Y+1写回写回A(=3)UnlockASlockAX=A=3UnlockAXlockBB=X

16、+1写回写回B(=4)UnlockBT1T2(b)串行调度策略，正确的调度 SlockBY=B=3UnlockBXlockAA=Y+1写回写回A(=4)UnlockASlockAX=A=2UnlockAXlockBB=X+1写回写回B(=3)UnlockBT1T2(c)不可串行化的调度SlockBY=B=2UnlockBXlockAA=Y+1写回写回A(=3)UnlockASlockAX=A=2UnlockAXlockBB=X+1写回写回B(=3)UnlockBT1T2(c)不可串行化的调度n由于其执行结果与(a)、(b)的结果都不同，所以是错误的调度。(d)可串行化的调度SlockBY=B=

17、2UnlockBXlockAA=Y+1写回写回A(=3)UnlockASlockA等待等待等待等待等待等待X=A=3UnlockAXlockBB=X+1写回写回B(=4)UnlockBT1T2(d)可串行化的调度o由于其执行结果与串行调度（a）的执行结果相同，所以是正确的调度。11.5 并发调度的可串行性一、什么样的并发操作调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的二、如何保证并发操作的调度是正确的o为了保证并行操作的正确性，DBMS的并行控制机制必须提供一定的手段来保证调度是可串行化的。o从理论上讲，在某一事务执行时禁止其他事务执行的调度策略一定是可串行化的调度，这也是最简单的调度策略，

18、但这种方法实际上是不可行的，因为它使用户不能充分共享数据库资源。如何保证并发操作的调度是正确的（续）o保证并发操作调度正确性的方法n封锁方法：两段锁（Two-Phase Locking，简称2PL）协议n时标方法n乐观方法两段锁协议o两段锁协议的内容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他封锁。两段锁协议o“两段”锁的含义n事务分为两个阶段o 第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段；o 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。两段锁协议例：事务1的封锁序列：Slock A.Slock B.Xlock C.Unlock B.Unlock

19、 A.Unlock C；事务2的封锁序列：Slock A.Unlock A.Slock B.Xlock C.Unlock C.Unlock B；事务1遵守两段锁协议，而事务2不遵守两段协议。两段锁协议o并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并行调度策略都是可串行化的。所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的o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n可串行化的调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议。两段锁协议T1Slock B读B=2Y=BXlock AA=Y+1写回A=3Unlock BUnlock AT2SlockA等待等待等待等待等待等

20、待等待等待等待等待SlockA读读A=3Y=AXlockBB=Y+1写回写回B=4UnlockBUnlockAT1SlockB读读B=2Y=BUnlockBXlockAA=Y+1写回写回A=3UnlockAT2SlockA等待等待等待等待等待等待等待等待SlockA读读A=3X=AUnlockAXlockBB=X+1写回写回B=4UnlockB(a)遵守两段锁协议遵守两段锁协议(b)不遵守两段锁协议不遵守两段锁协议T1SlockB读读B=2Y=BUnlockBXlockAA=Y+1写回写回A=3UnlockAT2SlockA读读A=2X=AUnlockAXlockB等待等待XlockBB=X+

21、1写回写回B=3UnlockB(c)不遵守两段锁协议不遵守两段锁协议两段锁协议o两段锁协议与防止死锁的一次封锁法n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n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遵守两段锁协议的事务发生死锁T1SlockB读读B=2XlockA等待等待等待等待T2SlockA读读A=2XlockA等待等待两段锁协议o两段锁协议与三级封锁协议n两类不同目的的协议o两段锁协议n保证并发调度的串行性o三级封锁协议n在不同程度上保证数据一致性11.6

22、封锁粒度一、什么是封锁粒度二、选择封锁粒度的原则一、什么是封锁粒度oX锁和S锁都是加在某一个数据对象上的o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：n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n物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等什么是封锁粒度o封锁对象可以很大也可以很小 例：对整个数据库加锁 对某个属性值加锁o封锁对象的大小称为封锁的粒度(Granularity)o多粒度封锁(multiple granularity locking)n在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择二、选择封锁粒度的原则o封锁的粒度越 大，小，o系统被

23、封锁的对象 少，多，o并发度 小，高，o系统开销 小，大，o选择封锁粒度：考虑封锁机构和并发度两个因素对系统开销与并发度进行权衡选择封锁粒度的原则o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；o需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元；o只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位11.6 多粒度封锁o多粒度树o以树形结构来表示多级封锁粒度o根结点是整个数据库，表示最大的数据粒度o叶结点表示最小的数据粒度 多粒度封锁例：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多粒度封锁协议o 允许

24、多粒度树中的每个结点被独立地加锁o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o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o显式封锁:直接加到数据对象上的封锁o隐式封锁:由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁o显式封锁和隐式封锁的效果是一样的对某个数据对象加锁时系统检查的内容o 该数据对象n有无显式封锁与之冲突o 所有上级结点n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：(由上级结点封锁造成的）o所有下级结点n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。意向锁o对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点

25、加意向锁o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常用意向锁o意向共享锁(Intent Share Lock，简称IS锁)o意向排它锁(Intent Exclusive Lock，简称IX锁)o共享意向排它锁(Share Intent Exclusive Lock，简称SIX锁)意向锁oIS锁n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：要对某个元组加S锁，则要首先对关系和数据库加IS锁意向锁oIX锁n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：要对某个元组加X锁，则要首先对关系和数据库加IX锁。意向锁oSIX锁n如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX=S+IX。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）。意向锁意向锁的相容矩阵 T1 T2 S X IS IX SIX -S Y N Y N N Y X N N N N N Y IS Y N Y Y Y Y IX N N Y Y N Y SIX N N Y N N Y -Y Y Y Y Y Y 意向锁o锁的强度n锁的强度是指它对其他锁的排斥程度n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SIXXSIX-IS 下课了。休息一会儿。休息一会儿。