PPT《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 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(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! 并发控制概述(续) 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 ① 甲售票点(事务T1)读出某航班的机票余额A,设A=16;

② 乙售票点(事务T2)读出同一航班的机票余额A,也为16;

③ 甲售票点卖出一张机票,修改余额A←A-1,所以A为15,把A写回数据库;

④ 乙售票点也卖出一张机票,修改余额A←A-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) 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T

1、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.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xW(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 ① R(A)=16 ② R(A)=16 ③ A←A-1 W(A)=15 ④ A←A-1 W(A)=15 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 ① R(A)=50 R(B)=100 求和=150 ② R(B)=100 B←B*2 W(B)=200 ③ R(A)=50 R(B)=200 求和=250 (验算不对) 不可重复读 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 ① R(C)=100 C←C*2 W(C)=200 ② R(C)=200 ③ ROLLBACK C恢复为100 例如 读 脏 数据 T1将C值修改为200,T2读到C为200T1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 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,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N=No,不相容的请求 T1 X S _ X N N Y S N Y Y _ Y Y Y T2 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 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 ① Xlock A ② R(A)=16 Xlock A ③ A←A-1 等待 W(A)=15 等待 Commit 等待 Unlock A 等待 ④ 获得Xlock A R(A)=15 A←A-1 ⑤ W(A)=14 Commit Unlock A 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上的锁后获得对A的X锁这时T2读到的A已经是T1更新过的值15T2按此新的A值进行运算,并将结果值A=14写回到磁盘.避免了丢失T1的更新. 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 ① Xlock C R(C)=100 C←C*2 W(C)=200 ② Slock C 等待 ③ROLLBACK 等待 (C恢复为100) 等待 Unlock C 等待 ④ 获得Slock C R(C)=100 ⑤ Commit C Unlock C 例 事务T1在对C进行修改之前,先对C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100T1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 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 ① Slock A Slock B R(A)=50 R(B)=100 求和=150 ② Xlock B 等待 ③ R(A)=50 等待 R(B)=100 等待 求和=150 等待 Commit 等待 Unlock A 等待 Unlock B 等待 ④ 获得XlockB R(B)=100 B←B*2 ⑤ W(B)=200 Commit Unlock B 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 4.封锁协议小结 三级协议的主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 S锁 一致性保证 ? 操作结束释放 事务结束释放 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 ? √ ? √ √ √ √ 表11.1 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11.4 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 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) (a)活锁T1 T2 T3 T4 Lock R ??? ??? ??? ? Lock R ? 等待 Lock R ? 等待 ? Lock R Unlock R 等待 ? 等待 等待 Lock R 等待 ? 等待 ? 等待 ? 等待 Unlock 等待 ? 等待 ? Lock R 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 ........