事务管理并行.pptx

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1、并发控制概述多事务执行方式 (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第1页/共86页并发控制(2)交叉并发方式（interleaved concurrency） 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 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，提高系统的效率第2页/共86页并发控制(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

2、于硬件环境 更复杂的并发方式机制第3页/共86页事务并发执行概述 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 DBMS必须提供并发控制机制 并发控制机制是衡量一个DBMS性能的重要标志之一第4页/共86页并发控制概述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第5页/共86页并发操作带来的数据不一致性 丢失修改（lost update） 不可重复读（non-repeatable read） 读“脏”数据（dirty read）第6页/共86页1. 丢失修改丢失修改丢失修改是指事务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

3、事务1提交的结果，导致事务1的修改被丢失。第7页/共86页2. 不可重复读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。第8页/共86页三类不可重复读不可重复读事务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第9页/共86页3. 读读“脏脏”数据数据事务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

4、由于某种原因被撤消，这时事务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。第10页/共86页三种数据不一致性 T1T2 读A=16 AA-1 写回A=15读A=16AA-1写回A=15(a) 丢失修改第11页/共86页三种数据不一致性读B=100BB*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) 不可重复读第12页/共86页三种数据不一致性读C=200读C=100CC*2写回CROLLBACKC恢复为100T2T1(c) 读“脏”数据第13页/共86页封锁一、什么是封锁二、基

5、本封锁类型三、基本锁的相容矩阵第14页/共86页一、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第15页/共86页二、基本封锁类型 DBMS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。 基本封锁类型 排它锁（eXclusive lock，简记为X锁） 共享锁（Share lock，简记为S锁）第16页/共86页排它锁 排它锁又称为写锁 若事务T对数据对象A

6、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. X锁排斥其他事物对数据加任何类型的锁。第17页/共86页共享锁 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 可读但是不能写第18页/共86页三、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 T1 T2XS-XNNYSNYY-YYY第19页/共86页封锁协议 在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则：封锁协议（Locking Protocol） 何时申请X锁或S锁 持锁时间、何时释放 不

7、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 常用的封锁协议：三级封锁协议第20页/共86页1级封锁协议 事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁 非正常结束（ROLLBACK） 1级封锁协议可防止丢失修改 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。第21页/共86页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 第22页/共86页1级封锁协议读A=15X

8、lockA获得读A=16AA-1写回A=15RollbackUnlockAT2T1读“脏”数据这里的漏洞是T2没有对数据加锁第23页/共86页1级封锁协议XlockB获得读B=100BB*2写回B=200CommitUnlockB读A=50读B=100求和=150读A=50读B=200求和=250(验算不对)T2T1不可重复读第24页/共86页 2级封锁协议 1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 2级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。 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。第25页/共86页2级封锁协议不可重复读SclockA

9、获得读A=50UnlockASclockB获得读B=100UnlockB求和=150XlockB等待等待获得XlockB读B=100BB*2写回B=200CommitUnlockBT2T1SclockA获得读A=50UnlockASclockB获得读B=200UnlockB求和=250(验算不对)T2T1(续)第26页/共86页 3级封锁协议 1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 3级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。第27页/共86页3级封锁协议T1T2 Slock A 读A=50 Slock B 读B=100 求和=150 读A=50 读

10、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B=100BB*2写回B=200CommitUnlock B 可重复读 第28页/共86页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“脏”数据 第29页/共86页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 何时释放锁（即持锁时间）第30页/共86页封锁

11、协议小结第31页/共86页活锁和死锁 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 活锁第32页/共86页 活锁第33页/共86页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 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。第34页/共86页2 死锁T1 T2 Xlock R1.Xlock R2等待等待等待.Xlock R2.Xlock R1等待等待.第35页/共86页解决死锁的方法两类方法1. 预防死锁2. 死锁的诊断与解除第36页/共86页1. 死锁的预防 产生死锁的原因是两个或多个事务都已封

12、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。 预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件第37页/共86页死锁的预防预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法第38页/共86页（1）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 一次封锁法存在的问题：降低并发度 扩大封锁范围 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第39页/共86页一次封锁法 难于事先精确确定封锁对象 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第40

13、页/共86页（2）顺序封锁法 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。 顺序封锁法存在的问题 维护成本高 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，成本很高第41页/共86页顺序封锁法 难于实现 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。第42页/共86页死锁的预防 结论 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 DBMS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第43页

14、/共86页2. 死锁的诊断与解除 允许死锁发生 解除死锁 由DBMS的并发控制子系统定期检测系统中是否存在死锁 一旦检测到死锁，就要设法解除第44页/共86页检测死锁如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁优点：实现简单缺点时限太短，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第45页/共86页等待图法 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 并发控制子系统周期性地（比如每隔1 min）检测事

15、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。第46页/共86页死锁的诊断与解除解除死锁 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。第47页/共86页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第48页/共86页一、什么样的并发操作调度是正确的 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。 将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的调度策略。 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

16、果是正常的或者预想的。第49页/共86页什么样的并发操作调度是正确的 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。 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。第50页/共86页(a) 串行调度策略，正确的调度Slock BY=B=2Unlock BXlock AA=Y+1写回写回A(=3)Unlock A Slock AX=A=3Unlock AXlock BB=X+1写回写回B(=4)Unlock B T1T2第51页/共86

17、页(b) 串行调度策略，正确的调度 Slock BY=B=3Unlock BXlock AA=Y+1写回写回A(=4)Unlock A SlockA X=A=2Unlock AXlock BB=X+1写回写回B(=3)Unlock B T1T2第52页/共86页(c) 不可串行化的调度Slock BY=B=2 Unlock B Xlock AA=Y+1写回写回A(=3) Unlock A Slock AX=A=2 Unlock A Xlock BB=X+1写回写回B(=3) Unlock B T1T2第53页/共86页(c) 不可串行化的调度 由于其执行结果与(a)、(b)的结果都不同，所以是

18、错误的调度。第54页/共86页(d) 可串行化的调度Slock BY=B=2Unlock BXlock A A=Y+1写回写回A(=3)Unlock A Slock A 等待 等待 等待X=A=3Unlock AXlock BB=X+1写回写回B(=4)Unlock B T1T2第55页/共86页(d) 可串行化的调度 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。第56页/共86页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第57页/共86页二、如何保证并发操作的调度是正确的 为了保证并行操作的正确性，DBMS的并行控制机制

19、必须提供一定的手段来保证调度是可串行化的。 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，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。第58页/共86页如何保证并发操作的调度是正确的（续）保证并发操作调度正确性的方法 封锁方法：两段锁（Two-Phase Locking，简称2PL）协议 时标方法 乐观方法第59页/共86页两段锁协议 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。第60页/共86页两段锁协议“两段”锁的含义 事务分为

20、两个阶段 第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段； 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。第61页/共86页两段锁协议例：事务1的封锁序列：Slock A . Slock B . Xlock C . Unlock B . Unlock 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。第62页/共86页两段锁协议 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

21、是正确的 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 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。第63页/共86页两段锁协议T1Slock B读B=2Y=BXlock AA=Y+1写回A=3U n l o c k BU n l o c k AT2 Slock A 等待 等待 等待 等待 等待Slock A读A=3Y=A Xlock BB=Y+1写回B=4Unlock BUnlock A T1Slock B读B=2Y=BUnlock BXlock A A=Y+1写回A=3Unlock A T2 Slock A等待等待等待等待Slock A读A=3X=AUnlock A

22、Xlock BB=X+1写回B=4Unlock B (a) 遵守两段锁协议 (b) 不遵守两段锁协议 T1Slock B读B=2Y=BUnlock BXlock AA=Y+1写回A=3Unlock AT2 Slock A读A=2X=AUnlock AXlock B等待Xlock BB=X+1写回B=3Unlock B (c) 不遵守两段锁协议 第64页/共86页两段锁协议 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

23、事务可能发生死锁第65页/共86页两段锁协议遵守两段锁协议的事务发生死锁T1Slock B读B=2 Xlock A等待等待T2 Slock A读A=2 Xlock A等待第66页/共86页两段锁协议 两段锁协议与三级封锁协议 两类不同目的的协议 两段锁协议 保证并发调度的串行性 三级封锁协议 在不同程度上保证数据一致性第67页/共86页11.6 封锁粒度一、什么是封锁粒度二、选择封锁粒度的原则第68页/共86页一、什么是封锁粒度 X锁和S锁都是加在某一个数据对象上的 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、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整

24、个数据库等 物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等第69页/共86页什么是封锁粒度 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 封锁对象的大小称为封锁的粒度(Granularity) 多粒度封锁(multiple granularity locking) 在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择第70页/共86页二、选择封锁粒度的原则封锁的粒度越 大，小，系统被封锁的对象 少，多，并发度 小，高，系统开销 小，大， 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第71页/共86页选择封锁粒度的原则 需要处理多个关系的大量元组的用户事务

25、：以数据库为封锁单位； 需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元； 只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位第72页/共86页11.6 多粒度封锁 多粒度树 以树形结构来表示多级封锁粒度 根结点是整个数据库，表示最大的数据粒度 叶结点表示最小的数据粒度 第73页/共86页多粒度封锁例：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第74页/共86页多粒度封锁协议 允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁 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 在多粒度封锁中一个数据对象可能以两

26、种方式封锁：显式封锁和隐式封锁第75页/共86页显式封锁和隐式封锁 显式封锁: 直接加到数据对象上的封锁 隐式封锁: 由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁 显式封锁和隐式封锁的效果是一样的第76页/共86页对某个数据对象加锁时系统检查的内容 该数据对象 有无显式封锁与之冲突 所有上级结点 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） 所有下级结点 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。第77页/共86页意向锁 对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁 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第78页/共

27、86页常用意向锁 意向共享锁(Intent Share Lock，简称IS锁) 意向排它锁(Intent Exclusive Lock，简称IX锁) 共享意向排它锁(Share Intent Exclusive Lock，简称SIX锁)第79页/共86页意向锁IS锁 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锁第80页/共86页意向锁IX锁 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。第81页/共86页意向锁SIX锁 如果对一个数据对象加SIX锁

28、，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）。第82页/共86页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 第83页/共86页意向锁锁的强度 锁的强度是指它对其他锁的排斥程度 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第84页/共86页 下课了。下课了。休息一会儿。休息一会儿。第85页/共86页An Introduction to Database System感谢您的观看。第86页/共86页