SQL數(shù)據(jù)庫語言中的并發(fā)控制

數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)概論AnIntroductiontoDatabaseSystem第5章數(shù)據(jù)保護第3章并發(fā)控制

第3節(jié)并發(fā)控制1并發(fā)控制概述2并發(fā)調(diào)度的可串行性3封鎖4封鎖的粒度5封鎖協(xié)議6兩段鎖協(xié)議7活鎖和死鎖8的并發(fā)控制9小結(jié)并發(fā)控制概述多事務(wù)執(zhí)行方式(1)事務(wù)串行執(zhí)行每個時刻只有一個事務(wù)運行，其他事務(wù)必須等到這個事務(wù)結(jié)束以后方能運行不能充分利用系統(tǒng)資源，發(fā)揮數(shù)據(jù)庫共享資源的特點并發(fā)控制（續(xù)）(2)交叉并發(fā)方式（interleavedconcurrency）事務(wù)的并行執(zhí)行是這些并行事務(wù)的并行操作輪流交叉運行是單處理機系統(tǒng)中的并發(fā)方式，能夠減少處理機的空閑時間，提高系統(tǒng)的效率并發(fā)控制（續(xù)）(3)同時并發(fā)方式（simultaneousconcurrency）多處理機系統(tǒng)中，每個處理機可以運行一個事務(wù)，多個處理機可以同時運行多個事務(wù)，實現(xiàn)多個事務(wù)真正的并行運行最理想的并發(fā)方式，但受制于硬件環(huán)境更復(fù)雜的并發(fā)方式機制事務(wù)并發(fā)執(zhí)行帶來的問題可能會存取和存儲不正確的數(shù)據(jù)，破壞事務(wù)的隔離性和數(shù)據(jù)庫的一致性DBMS必須提供并發(fā)控制機制并發(fā)控制機制是衡量一個DBMS性能的重要標(biāo)志之一一、

并發(fā)控制概述并發(fā)控制機制的任務(wù)對并發(fā)操作進行正確調(diào)度保證事務(wù)的隔離性保證數(shù)據(jù)庫的一致性1、并發(fā)控制單位—事務(wù)事務(wù)是數(shù)據(jù)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(wù)的語句有三條：BEGINTRANSACTIONCOMMIT/*提交事務(wù)的所有操作，即將事務(wù)中所有對數(shù)據(jù)庫的更新寫回到磁盤上的物理數(shù)據(jù)庫中去，事務(wù)正常結(jié)束。ROLLBACK/*表示回滾，即在事務(wù)運行中發(fā)生了某種故障，事務(wù)不能繼續(xù)執(zhí)行，系統(tǒng)將事務(wù)中對數(shù)據(jù)庫的所有已完成的更新操作全部撤銷，滾回到事務(wù)開始時的狀態(tài)。事務(wù)的屬性P162（1）原子性---一個事務(wù)是一個不可分割的工作單位，事務(wù)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(xù)性2、并發(fā)操作的三類不一致性并發(fā)操作帶來的數(shù)據(jù)不一致性包括三類：丟失修改、不可重復(fù)讀和讀“臟”數(shù)據(jù)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(wù)T2事務(wù)T1數(shù)據(jù)不一致實例：飛機訂票系統(tǒng)并發(fā)操作帶來的數(shù)據(jù)不一致性丟失修改（lostupdate）不可重復(fù)讀（non-repeatableread）讀“臟”數(shù)據(jù)（dirtyread）（1）

丟失修改丟失修改是指事務(wù)1與事務(wù)2從數(shù)據(jù)庫中讀入同一數(shù)據(jù)并修改事務(wù)2的提交結(jié)果破壞了事務(wù)1提交的結(jié)果，導(dǎo)致事務(wù)1的修改被丟失。圖1三種數(shù)據(jù)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(fù)讀不可重復(fù)讀是指事務(wù)1讀取數(shù)據(jù)后，事務(wù)2執(zhí)行更新操作，使事務(wù)1無法再現(xiàn)前一次讀取結(jié)果。圖2三種數(shù)據(jù)不一致性(續(xù))

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(fù)讀三類不可重復(fù)讀事務(wù)1讀取某一數(shù)據(jù)后：事務(wù)2對其做了修改，當(dāng)事務(wù)1再次讀該數(shù)據(jù)時，得到與前一次不同的值。事務(wù)2刪除了其中部分記錄，當(dāng)事務(wù)1再次讀取數(shù)據(jù)時，發(fā)現(xiàn)某些記錄神密地消失了。事務(wù)2插入了一些記錄，當(dāng)事務(wù)1再次按相同條件讀取數(shù)據(jù)時，發(fā)現(xiàn)多了一些記錄。后兩種不可重復(fù)讀有時也稱為幻影現(xiàn)象（phantomrow）（3）

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

讀C=200

①讀C=100C←C*2

寫回C②

③ROLLBACKC恢復(fù)為100T2T1(c)讀“臟”數(shù)據(jù)二、

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

事務(wù)2：讀A；B=A+1；寫回B；

假設(shè)A的初值為2，B的初值為2。什么樣的并發(fā)操作調(diào)度是正確的（續(xù)）對這兩個事務(wù)的不同調(diào)度策略串行執(zhí)行串行調(diào)度策略1串行調(diào)度策略2交錯執(zhí)行不可串行化的調(diào)度可串行化的調(diào)度(a)串行調(diào)度策略，正確的調(diào)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(diào)度策略，正確的調(diào)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(diào)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(diào)度(續(xù))由于其執(zhí)行結(jié)果與(a)、(b)的結(jié)果都不同，所以是錯誤的調(diào)度。(d)可串行化的調(diào)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(diào)度（續(xù)）由于其執(zhí)行結(jié)果與串行調(diào)度（a）的執(zhí)行結(jié)果相同，所以是正確的調(diào)度。2、如何保證并發(fā)操作的調(diào)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(diào)度是可串行化的。從理論上講，在某一事務(wù)執(zhí)行時禁止其他事務(wù)執(zhí)行的調(diào)度策略一定是可串行化的調(diào)度，這也是最簡單的調(diào)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(shù)據(jù)庫資源。如何保證并發(fā)操作的調(diào)度是正確的（續(xù)）保證并發(fā)操作調(diào)度正確性的方法：封鎖方法時標(biāo)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(xié)議?

4死鎖與活鎖什么是封鎖封鎖就是事務(wù)T在對某個數(shù)據(jù)對象（例如表、記錄等）操作之前，先向系統(tǒng)發(fā)出請求，對其加鎖加鎖后事務(wù)T就對該數(shù)據(jù)對象有了一定的控制，在事務(wù)T釋放它的鎖之前，其它的事務(wù)不能更新此數(shù)據(jù)對象。封鎖是實現(xiàn)并發(fā)控制的一個非常重要的技術(shù)1、基本封鎖類型DBMS通常提供了多種類型的封鎖。一個事務(wù)對某個數(shù)據(jù)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?；痉怄i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(wù)T對數(shù)據(jù)對象A加上X鎖，則只允許T讀取和修改A，其它任何事務(wù)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(wù)T對數(shù)據(jù)對象A加上S鎖，則其它事務(wù)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(shù)據(jù)對象上的封鎖的對象:邏輯單元，物理單元例：在關(guān)系數(shù)據(jù)庫中，封鎖對象：邏輯單元:屬性值、屬性值集合、元組、關(guān)系、索引項、整個索引、整個數(shù)據(jù)庫等物理單元：頁（數(shù)據(jù)頁或索引頁）、物理記錄等什么是封鎖粒度（續(xù)）封鎖對象可以很大也可以很小例：對整個數(shù)據(jù)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(tǒng)中同時支持多種封鎖粒度供不同的事務(wù)選擇（2）選擇封鎖粒度的原則封鎖的粒度越大，小，系統(tǒng)被封鎖的對象少，多，并發(fā)度小，高，系統(tǒng)開銷小，大，選擇封鎖粒度：考慮封鎖機構(gòu)和并發(fā)度兩個因素對系統(tǒng)開銷與并發(fā)度進行權(quán)衡選擇封鎖粒度的原則（續(xù)）需要處理多個關(guān)系的大量元組的用戶事務(wù)：以數(shù)據(jù)庫為封鎖單位；需要處理大量元組的用戶事務(wù)：以關(guān)系為封鎖單元；只處理少量元組的用戶事務(wù)：以元組為封鎖單位（3）

多粒度封鎖多粒度樹以樹形結(jié)構(gòu)來表示多級封鎖粒度根結(jié)點是整個數(shù)據(jù)庫，表示最大的數(shù)據(jù)粒度葉結(jié)點表示最小的數(shù)據(jù)粒度

多粒度封鎖（續(xù)）例：三級粒度樹。根結(jié)點為數(shù)據(jù)庫，數(shù)據(jù)庫的子結(jié)點為關(guān)系，關(guān)系的子結(jié)點為元組。數(shù)據(jù)庫關(guān)系Rn關(guān)系R1元組元組元組元組………………多粒度封鎖協(xié)議

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

封鎖協(xié)議在運用X鎖和S鎖對數(shù)據(jù)對象加鎖時，需要約定一些規(guī)則：封鎖協(xié)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(xié)議，在不同的程度上為并發(fā)操作的正確調(diào)度提供一定的保證常用的封鎖協(xié)議：三級封鎖協(xié)議、兩段鎖協(xié)議（1）三級封鎖協(xié)議保證數(shù)據(jù)一致性---三級封鎖協(xié)議---一定程度解決并發(fā)操作的不正確調(diào)度可能帶來的丟失修改、不可重復(fù)讀、讀“臟”數(shù)據(jù)。保證并行調(diào)度可串行性---兩段鎖協(xié)議1級封鎖協(xié)議事務(wù)T在修改數(shù)據(jù)R之前必須先對其加X鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放正常結(jié)束（COMMIT）非正常結(jié)束（ROLLBACK）1級封鎖協(xié)議可防止丟失修改在1級封鎖協(xié)議中，如果是讀數(shù)據(jù)，不需要加鎖的，所以它不能保證可重復(fù)讀和不讀“臟”數(shù)據(jù)。1級封鎖協(xié)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(xié)議

讀A=15①

XlockA

獲得②

讀A=16

A←A-1

寫回A=15③

④RollbackUnlockA

T2T1讀“臟”數(shù)據(jù)1級封鎖協(xié)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(fù)讀

2級封鎖協(xié)議1級封鎖協(xié)議+事務(wù)T在讀取數(shù)據(jù)R前必須先加S鎖，讀完后即可釋放S鎖2級封鎖協(xié)議可以防止丟失修改和讀“臟”數(shù)據(jù)。在2級封鎖協(xié)議中，由于讀完數(shù)據(jù)后即可釋放S鎖，所以它不能保證可重復(fù)讀。2級封鎖協(xié)議不可重復(fù)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(xù))

3級封鎖協(xié)議1級封鎖協(xié)議+事務(wù)T在讀取數(shù)據(jù)R之前必須先對其加S鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放3級封鎖協(xié)議可防止丟失修改、讀臟數(shù)據(jù)和不可重復(fù)讀。3級封鎖協(xié)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(fù)讀3級封鎖協(xié)議T1T2①

XlockC

讀C=100C←C*2

寫回C=200②

③ROLLBACK(C恢復(fù)為100)UnlockC④

⑤

SlockC等待等待等待等待獲得SlockC讀C=100CommitCUnlockC不讀“臟”數(shù)據(jù)封鎖協(xié)議小結(jié)三級協(xié)議的主要區(qū)別什么操作需要申請封鎖何時釋放鎖（即持鎖時間）封鎖協(xié)議小結(jié)(續(xù))

（2）

兩段鎖協(xié)議兩段鎖協(xié)議的內(nèi)容??在對任何數(shù)據(jù)進行讀、寫操作之前，事務(wù)首先要獲得對該數(shù)據(jù)的封鎖??在釋放一個封鎖之后，事務(wù)不再獲得任何其他封鎖。兩段鎖協(xié)議（續(xù)）“兩段”鎖的含義事務(wù)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(xié)議（續(xù)）例：事務(wù)1的封鎖序列：SlockA...SlockB...XlockC...UnlockB...UnlockA...UnlockC；事務(wù)2的封鎖序列：SlockA...UnlockA...SlockB...XlockC...UnlockC...UnlockB；事務(wù)1遵守兩段鎖協(xié)議，而事務(wù)2不遵守兩段協(xié)議。兩段鎖協(xié)議（續(xù)）并行執(zhí)行的所有事務(wù)均遵守兩段鎖協(xié)議，則對這些事務(wù)的所有并行調(diào)度策略都是可串行化的。

所有遵守兩段鎖協(xié)議的事務(wù)，其并行執(zhí)行的結(jié)果一定是正確的事務(wù)遵守兩段鎖協(xié)議是可串行化調(diào)度的充分條件，而不是必要條件可串行化的調(diào)度中，不一定所有事務(wù)都必須符合兩段鎖協(xié)議。兩段鎖協(xié)議（續(xù)）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(xié)議

(b)不遵守兩段鎖協(xié)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(xié)議兩段鎖協(xié)議與三級封鎖協(xié)議的差別兩段鎖協(xié)議與三級封鎖協(xié)議兩類不同目的的協(xié)議兩段鎖協(xié)議保證并發(fā)調(diào)度的正確性三級封鎖協(xié)議在不同程度上保證數(shù)據(jù)一致性遵守第三級封鎖協(xié)議必然遵守兩段協(xié)議四、

活鎖和死鎖封鎖技術(shù)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(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù)R，事務(wù)T2又請求封鎖R，于是T2等待。T3也請求封鎖R，當(dāng)T1釋放了R上的封鎖之后系統(tǒng)首先批準(zhǔn)了T3的請求，T2仍然等待。然后T4又請求封鎖R，當(dāng)T3釋放了R上的封鎖之后系統(tǒng)又批準(zhǔn)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(wù)的策略。如何避免活鎖采用先來先服務(wù)的策略：當(dāng)多個事務(wù)請求封鎖同一數(shù)據(jù)對象時按請求封鎖的先后次序?qū)@些事務(wù)排隊該數(shù)據(jù)對象上的鎖一旦釋放，首先批準(zhǔn)申請隊列中第一個事務(wù)獲得鎖。2、死鎖如果事務(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù)R1，T2封鎖了數(shù)據(jù)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(xiàn)了T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2兩個事務(wù)永遠不能結(jié)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(chǎn)生死鎖的原因在數(shù)據(jù)庫中，產(chǎn)生死鎖的原因是兩個或多個事務(wù)都已封鎖了一些數(shù)據(jù)對象，然后又都請求對已為其他事務(wù)封鎖的數(shù)據(jù)對象加鎖，從而出現(xiàn)死等待。（2）解決死鎖的方法兩類方法

預(yù)防死鎖死鎖的診斷與解除死鎖的預(yù)防防止死鎖的發(fā)生其實就是要破壞產(chǎn)生死鎖的條件。預(yù)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(wù)必須一次將所有要使用的數(shù)據(jù)全部加鎖，否則就不能繼續(xù)執(zhí)行一次封鎖法存在的問題：降低并發(fā)度擴大封鎖范圍將以后要用到的全部數(shù)據(jù)加鎖，勢必擴大了封鎖的范圍，從而降低了系統(tǒng)的并發(fā)度兩段鎖協(xié)議與一次封鎖法的區(qū)別兩段鎖協(xié)議與防止死鎖的一次封鎖法一次封鎖法要求每個事務(wù)必須一次將所有要使用的數(shù)據(jù)全部加鎖，否則就不能繼續(xù)執(zhí)行，因此一次封鎖法遵守兩段鎖協(xié)議但是兩段鎖協(xié)議并不要求事務(wù)必須一次將所有要使用的數(shù)據(jù)全部加鎖，因此遵守兩段鎖協(xié)議的事務(wù)可能發(fā)生死鎖順序封鎖法順序封鎖法是預(yù)先對數(shù)據(jù)對象規(guī)定一個封鎖順序，所有事務(wù)都按這個順序?qū)嵭蟹怄i。順序封鎖法可以有效地防止死鎖，但也同樣存在問題。事務(wù)的封鎖請求可以隨著事務(wù)的執(zhí)行而動態(tài)地決定，很難事先確定每一個事務(wù)要封鎖哪些對象，因此也就很難按規(guī)定的