数据库原理 — — 并发控制

并发控制概述

多事务串行执行方式

• 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才能运行
  • 不能充分利用系统资源发挥数据库共享资源的特点

• 交叉并发执行
  • 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
• 同时并发方式
  • 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

事务并发执行带来的问题

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的一致性

DMBS 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

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

数据不一致

• 丢失修改

  • 多个事务从数据库中读入同一个数据并修改，某个事务的提交结果破坏了另外一个事务提交的修改，导致该事务的修改丢失

• 可重复读

  • 事务1执行读取数据操作后，事务2执行更新操作，使事务1无法再现前一次读取结果

  • 事务1读取某一数据后（三类不可重复读）

  • 事务2对其做了修改，事务1再次读该数据，得到与前一次不同的值

  • 事务2删除了其中部分记录，事务1再次读数据，发现某些数据消失了

  • 事务2插入部分部分记录，事务1再次读数据，发现多了一些数据

    • 后两种情况也称为幻影现象

• 读“脏”数据

  • 事务1修改某一磁盘，并将其修改回磁盘，事务2读取同一数据，但由于某种原因事务1被撤销，这时事务1已修改的数据恢复为原来值，事务2读到的数与原数据库不一致，是不正确的数据，又称为脏数据

封锁

什么是封锁？

封锁就是事务T在对某个数据对象操作之前，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，其他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

排他锁 写锁

事务T 对数据对象A加上 X锁，只允许该事务读取和修改 A，其他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。

保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A

共享锁 读锁

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，其他事务能对A加 S 锁，但不能加 X 锁，直到 T 释放A上的S锁。

保证了其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁前不能对A做任何修改

排他锁与共享锁的控制方式 可以 用相容矩阵 来表示

封锁机制 解决 数据不一致问题

封锁协议

一句话理解就是，什么时候加锁，什么时候释放锁

• 一级封锁协议是：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。事务结束包括正常结束（COMMIT）和非正常结束（ROLLBACK）。

  • 一级封锁协议可以防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。使用一级封锁协议可以解决丢失修改问题。
    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，它不能保证可重复读和不读“脏”数据。

• 二级封锁协议是：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，读完后方可释放S锁。

  • 二级封锁协议除防止了丢失修改，还可以进一步防止读“脏”数据。但在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。

• 三级封锁协议是：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。

  • 三级封锁协议除防止了丢失修改和不读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读。

上述三级协议的主要区别在于什么操作需要申请封锁，以及何时释放。

封锁协议可以有效解决并行操作的一致性问题，但也带来一些新的问题

活锁和死锁

活锁

处理要求得不到响应，多个事务对同一个对象进行操作，但事务可能很多，最后一个请求的要求一直得不到满足，

指某个事物永远处于等待状态，得不到执行的现象

避免活锁

• 采用先来先服务策略

死锁

由于事务的推进顺序不协调，导致资源无法

死锁的四个必要条件

1. 互斥
2. 不可剥夺
3. 请求保持
4. 环路等待

解决死锁

• 预防死锁（破坏产生死锁的四个必要条件）
  • 一次封锁法
  • 将一次事务需要的所有数据全部加锁 （破坏请求保持条件），
  • 粒度大，降低了系统并发度，无法精确确定要封锁的对象
  • 顺序封锁法
  • 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（破坏 环路等待条件）
  • 维护成本高，难于实现
• 死锁的诊断与解除（DBMS 使用更为普遍）
  • 允许死锁发生
  • 解除死锁
  • 由并发子系统定期检测系统中是否存在 死锁
  • 检测死锁
    • 超时法
    • 一个事务等待时间超过规定的时限，认为发生死锁
    • 等待图法（图中出现回路，表示系统出现了 死锁）
  • 解除死锁
    • 选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤销，释放此事务持有的锁，使其他事务继续运行下去

并发调度的可串行性

理解，不加控制的并行操作得到的结果是不一致的，但如果 某次并行执行的结果 与 按照某种次序 串行执行他们结果相同， 那么此次 并行的执行顺序（或者称为调度策略）称为 可串行化的调度（即是用来形容一次 并行调度的）

可串行化调度

计算机系统对并行事务中并行操作的调度是随机的，而不同的调度可能会产生不同的结果

采用封锁，可以解决并行调度不一致性问题

可串行性是并行事务正确性的唯一准则

冲突可串行化调度

冲突操作：

不同事务对同一个数据的

• 读写操作

• 写写操作

？？？ 不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作是不能交换的

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为 冲突可串行化调度

一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度

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

思考？ 并发控制的常用技术是封锁，那么如何使封锁机制能够产生可串行化调度呢？

两段锁协议

两段锁协议 2PL ========== >实现并发调度的可串行性，从而保证调度正确性

封锁协议

• 何时申请加锁
• 持锁时间、何时释放锁

两段锁协议是最常用的一种封锁协议，理论上已证明使用它产生的是可串行化调度

两段锁协议的内容

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

两段锁的含义

事务分为两个阶段

• 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

若并行执行的所有事务都是遵守两段锁协议，则这些事务的所有并行调度策略都是 可串行化调度

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

事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，不是必要条件

可串行化调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议

封锁的粒度

封锁粒度

封锁对象的大小称为 封锁的粒度

封锁的对象：

• 逻辑单元
  • 属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库
• 物理单元
  • 页（数据页或索引页）、物理记录等

封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销成反比

多粒度封锁

在一个系统中同时支持多种封锁粒度，供不同的事务选择

（这里想到了mysql的引擎Innodb 封锁粒度是 一条记录 是一张表）

• 多个关系的大量元组，以 数据库为封锁单位

• 大量元组的用户事务，以关系为封锁单位

• 少量元组的用户事务，以元组为封锁单位

多粒度树

以树形结构表示多级封锁粒度

根结点是 整个数据库表示最大数据粒度

叶结点表示最小的数据粒度

多粒度封锁协议

• 允许多粒度树中每个结点被独立地加锁

• 对一个结点加锁，也意味着对所有子节点也加同样类型的锁

• 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
  • 隐式封锁

对某个数据对象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（由上一级结点封锁造成）

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

意向锁

引入意向锁的目的：加快对某个数据对象加锁时系统的检查效率

含义

如果对任何一个结点加基本锁，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，则说明该节点的下层节点正在被加锁

例

对某个元组r加锁，先对关系R加意向锁

• 事务T要对关系R加X锁，系统只要检查根结点数据库和关系R是否已加了不相容的锁
• 不需要搜索和检查R中的每一个元组是否加了X锁

常用意向锁

• 意向共享锁 IS锁

• 意向排他锁 IX锁

• 共享意向排他锁 SIX锁

意向锁相容矩阵

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，反之不然

具有意向锁的多粒度封锁方法

• 申请封锁时应该按自上而下次序进行
• 释放封锁时应该按自下而上次序进行

对一个数据加锁，要先对它上层节点加意向锁