数据库十一章——并发控制

最新推荐文章于 2025-01-05 20:15:24 发布

Flora_M

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分类专栏：数据库原理

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11.1 并发控制概述

1.并发操作带来的数据不一致性

1.丢失修改（Lost Update）：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。

2.不可重复读（Non-repeatable Read）：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。

3.读“脏”数据（Dirty Read）：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

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

（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）

2.数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性

3.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

4.记号： R(x):读数据x W(x):写数据x

5.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)

11.2 封锁

1.什么是封锁

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

2.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）

①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

②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

11.3 封锁协议

三级封锁协议

1.一级封锁协议：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）

①一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。

②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。

例：

2.二级封锁协议

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。

例：

3.三级封锁协议：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。

例：

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

※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

11.4.2 死锁

解决死锁的两类方法

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

1. 死锁的预防：（1）一次封锁法（2）顺序封锁法

2. 死锁的诊断与解除

Ⅰ 死锁的诊断

（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

v优点：实现简单

v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

（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

Ⅱ 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

11.5 并发调度的可串行性

11.5.1 可串行化调度：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

11.5.2 冲突可串行化调度

1.冲突操作：是指不同的事务对同一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，其中i≠j*/

Wi(x)与Wj(x) /*事务Ti写x，Tj写x，其中i≠j*/

其他操作是不冲突操作

2.不能交换（Swap）的动作: 同一事务的两个操作；不同事务的冲突操作

3.一个调度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是冲突可串行化的调度

若一个调度是冲突可串行化，则一定是可串行化的调度
可用这种方法判断一个调度是否是冲突可串行化的

4.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11.4]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

11.6 两段锁协议

1.两段锁协议：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

注意：

v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。

v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

v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

2.两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

11.7 封锁的粒度

一、封锁粒度

1.封锁对象的大小称为封锁粒度(Granularity)

2.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、属性值的集合、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

二、选择封锁粒度的原则

1.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，但系统开销也就越大

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