第九章_并发

第九章: 并发控制,并发控制概述 封锁(Locking) 封锁协议 活锁和死锁 并发调度的可串行性 两段封锁协议,并发控制概述,多用户数据库系统: 事务是DBMS的执行单位 多用户操作数据库带来的问题-并发问题 问题1: 在飞机订票系统中,假定有两个售票点甲和乙可以各自售票, 每一航班的剩余票数存放在数据库中, 其结果是丢失修改 丢失修改：两个事务T1和T2读入同一数据并修改， T2提交的结果破坏了T1提交的结果， T1的修改丢失,并发控制概述,并发控制概述,问题2: 两个用户分别对数据库中数据进行操作，结果出现不可重复读现象 不可重复读：事务T1读取某一数据后，事务T2读取并修改了同一数据，使T1无法再现前一次的读取结果 问题3: 两个用户分别对数据库中数据进行操作，结果出现读取脏数据现象 脏读：事务T1修改了某一数据后，事务T2读取了同一数据，而T1由于某种原因被撤销，则称T2读到了脏数据 出现三类问题的原因：破坏了事务的隔离性 有些DBMS提供脏读功能,并发引起的数据不一致性,封锁(Locking),并发控制: 用正确的方式调度并发操作, 避免由于并发操作引起的三类问题-即保证事务的隔离性 并发控制的主要方法: 封锁机制 封锁: 是指事务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可以操作该对象, 在事务T释放它的封锁之前, 其他的事务不能更新该数据对象 基本的封锁类型: 排它锁(X)和共享锁(S),封锁(Locking),X锁: 排它锁或称写锁, 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, 其他事务对A的任何封锁请求都不能成功 S锁: 共享锁或称读锁, 若事务T对数据对象A加上S锁, 则事务T可以读A, 但不可以修改A, 其他事务可以对A加S锁, 而不可以加X锁 封锁类型的相容矩阵,封锁协议,封锁协议: 对数据对象加锁时, 还需约定一些规则 对封锁方式规定不同的规则, 形成不同的封锁协议 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 可防止丢失修改, T可恢复 如果只是读数据, 不需加锁, 不能保证可重复读, 不读脏数据,R,T1 T2 X N,T1,T2,T1,T2,T1,T2,1 Xlock A 获得 2 读A=16 3 A=A-1 写回：A=15 Commit Unlock A 4 5,Xlock A 等待 等待 等待 等待 获得: Xlock A 读A=15 A=A-1 写回：A=14 Commit Unlock A,不丢失修改,1Slock A Slock B 读A=50 读B=100 求和=150 2 3 读A=50 读B=100 求和=150 Commit Unlock A Unlock B 4 5,Xlock A 等待 等待 等待 等待 等待 等待 获得Xlock A 读B=100 B=B*2 写回 B=200 Commit Unlock A,可重复读,1 Xlock C 获得 读C=10 C=C*2 写回C=20 2 3 rollback C恢复为:10 Unlock C 4 5,Slock C 等待 等待 等待 等待 获得: Slock C 读C=10 Commit Unlock C,不读脏数据,T1,T2,读A=16 读A=15,Xlock A 读A=16 A=A-1 写回：A=15 Commit Unlock A,不丢失修改 不能重复读 可读脏数据,T1,T2,读A=?,Xlock A 读A=16 A=A-1 写回：A=15 Rollback A恢复为:16 Unlock A,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 可防止读脏数据, 丢失修改 不能保证可重复读 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 可防止读脏数据, 丢失修改 能保证可重复读,活锁和死锁,封锁可以产生死锁 活锁, 死锁:,T1,T2,T3,T4,T1,T2,Lock R unlock,Lock R 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待,活锁,死锁,.,.,Lock R 等待 Lock R unlock,.,Lock R 等待 等待 等待 Lock R,.,Lock R1 Lock R2 等待 等待 等待 等待 等待,Lock R2 Lock R1 等待 等待 等待,.,.,活锁和死锁,解决死锁问题的方法: 预防和检测 死锁的预防 一次封锁法: 要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁, 否则不能执行 降低并发度 顺序封锁法: 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 封锁的数据对象多, 难以预料要封锁哪些对象,活锁和死锁,死锁的诊断和解除: DBMS常用方法, 有超时法和事务等待图法 超时法: 如果一个事务等待的时间超过了规定的时间, 就认为发生了死锁 缺点: 可能误诊, 规定时间不好设 优点: 简单 等待图法: 是一有向图G=(T, U). 节点表示正在执行的事务, 边表示等待情况 死锁诊断: 如果图中存在回路, 系统中发生死锁 死锁解除: 选择一个执行代价最小的事务, 将其撤销, 释放锁,并发调度的可串行性,事务的串行执行: 串行执行一定是正确的 可串行化: 多个事务的并发执行是串行的, 当且仅当其结果和这些事务的某一次串行执行的结果相同的 可串行性: 是并发事务正确性准则 正确调度: 给定的一个并发调度, 当且仅当它是可串行化的, 才认为是正确的 确保并发事务执行可串行化的方法: 2PL, 时间戳等,并发事务的不同调度,T1,T2,T1,T2,T1,T2,Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A,Slock A X=A=3 Unlock A Xlock B B =X+1 写回B=4 Unlock B,Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A,Slock A X=A=2 Unlock A Xlock B B =X+1 写回B=3 Unlock B,不可串行化调度,可串行化调度,Slock B Y=B=2 Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A,Slock A 等待 等待 等待 X=A=3 Unlock A Xlock B B =X+1 写回B=4 Unlock B,串行化调度,两阶段封锁协议,两段锁协议: 所有事务必须分两个阶段对所要存取的数据项加锁和解锁 在对任何数据进行读写操作之前, 首先申请并获得对该数据项的封锁 在释放一个封锁之后, 事务不再申请和获得任何其他的封锁 可以证明, 若并发执行的所有事务都遵循两段封锁协议, 则对这些事务的任何并发调度策略都是正确的 事务遵守两段封锁协议是可串行化调度的充分条件 遵守两段封锁协议的事务可能发生死锁, 与防止死锁的一次封锁法不同,Slock B 读B=2 Xlock A 等待 等待,Slock A 读A=2 Xlock B 等待 等待,T1,T2,死锁,T1,T2,T1,T2,Slock B 读B=2 Y=B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock B Unlock A,Slock A 等待 等待 等待 等待 等待 读A=3 Y=A Xlock B B=Y+1 写回B=4 Unlock B Unlock A,Slock B 读B=2 Y=B Unlock B Xlock A A=Y+1 写回A=3 Unlock A,Slock A 等待 等待 等待 等待 Slock A 读A=3 Y=A Unlock A Xlock B B=Y+1 写回B=4 Unlock B,都是可串行化调度,但并不都遵守两段封锁协议,封锁粒度,封锁粒度: 封锁对象的大小 封锁粒度、系统的并发度和并发控制开销 多粒度锁: 在DBMS中支持多种封锁粒度,数据页,T1,T2,如果是页级锁, T2只能等待 如果是行级锁, T2可以执行 如果T3读全表, 行级锁开销大,ANSI标准SQL事务的4个隔离级别,SQL的隔离级别: 0: 防止“丢失修改” 1:防止“丢失修改、脏读” 2：防止“丢失修改、脏读、不可重复读” 3:可串行化 SQL Server的3级隔离级别： 0: 防止“丢失修改” 1: 防止“丢失修改、脏读” 3：防止“丢失修改、脏读、不可重复读” ANSI 92 SQL3ANSI要求3级为事务的缺省隔离级别。,ANSI标准SQL事务的4个隔离级别,SQL Server缺省级别为1(读后立即释放) 用hold lock 选项加强s锁的限制，实现隔离级别3(ANSI-可串行化) 例如：要读两次时，需要使用hold lock,Sybase中三级封锁协议的实现,设定隔离级别, 缺省方式为1 在会话层设定 set transaction isolation level 0,1,3|read uncommited, read committed, serializable 系统提供的存储过程将在级别1下面执行, 它不会受会话层影响 在语法层上设定: 在select, declare cursor语句中增加选项 select . At isolation0| read uncommited,Sybase中三级封锁协议的实现,利用关键词设定 在select语句中, 加关键词holdlock则设定级别3 在select语句中, 加关键词noholdlock则设定级别0 事务举例: begin transacti