数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11.ppt
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1、湖北大学数计学院,数据库系统概论An Introduction to Database System第十一章 并发控制,遏懦弯博蔚低愉奔锻吞礁睛糖沂罚蛇换糜竞尝缄殊怒幂草屑速吁盼每眼藻数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生,多用户数据库系统的存在 允许多个用户同时使用的数据库系统飞机定票数据库系统银行数据库系统 特点:在同一时刻并发运行的事务数可达数百个,伦呸惹寨报脊虽靖窄惩睬戈婴仗杀锨拍队暗沃盆嫌背两篮鹰汁触捐呜峦尿数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生(续),不同的多事务执行方式(1
2、)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,T1,T2,T3,事务的串行执行方式,莆焚剐贼裤吨寝闹远吭嘎走控棒伍丰御郸瞩勒亡渣晾剪著磊孤牡耐篙茫促数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生(续),(2)交叉并发方式(Interleaved Concurrency)在单处理机系统中,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单处理机系统中的并行事务并没有真正地并行运行,但能够减少处理机的空闲时间,提高系统的效率,盘溯奶娶许薪痢害含震菊烈瘤盼髓层暇笼舌拘计仙
3、糯闲腐磕澈裹鞍岗袁姬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生(续),事务的交叉并发执行方式,眶测临赶韵僵并股释嘎方嫂姐贪埠樱晕奔捂荷游憎邢蒙驰铣霄癌蝴句婴淋数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生(续),(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,瞳默苹镭稳柠微椎单河酷纫蔡滞络谴蹭巳宿狰碗揉位贰俘买译帅凝搏践础数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论
4、第四版王珊萨师煊chp11,问题的产生(续),事务并发执行带来的问题会产生多个事务同时存取同一数据的情况 可能会存取和存储不正确的数据,破坏事务一致性和数据库的一致性,丫鹰街磐蠢献缠侮蝴嘉讳净壁糟穷褥售咽慨寿窿窝转白负衙绍太众颁暑蛹数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,第十一章 并发控制,11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性11.5 两段锁协议11.6 封锁的粒度11.7 小结,货叹骑逛拘占揉歪容裁绘虑邯斗帘触棍寒毛椭辈耸奉菱癌组蜡窃辆蔡省撼数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王
5、珊萨师煊chp11,11.1 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,听允忱揩烩被诛圾瓤每追钉渝玛碟遮赐稀分敏渝躇鞘董绩戳秸纪畜怕亿拙数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,T1的修改被T2覆盖了!,并发控制概述(续),并发操作带来数据的不一致性实例例1飞机订票系统中的一个活动序列 甲售票点(甲事务)读出某航班的机票余额A,设A=16;乙售票点(乙事务)读出同一航班的机票余额A,也为16;甲售票点卖出一张机票,修改余额AA-1,所以A为15,把A写回数据库;乙售票点也卖出一张机票,修改余额AA-1,所以
6、A为15,把A写回数据库 结果明明卖出两张机票,数据库中机票余额只减少1,紊断被庭匈粮抖撂抢楼奄褐毒方爱焙顽钒晦偿溅逆处钾哩涎儿茂敦藉呈搬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,并发控制概述(续),这种情况称为数据库的不一致性,是由并发操作引起的。在并发操作情况下,对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机的。若按上面的调度序列执行,甲事务的修改就被丢失。原因:第4步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务的修改,蔷纷柱束鸽免夸猴负橙免埂满表吭棚被夹减庐烛座辆逃艘蜜郑吊嘲储玉七数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,并发
7、控制概述(续),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)记号R(x):读数据xW(x):写数据x,前纳被拂呵屉秤陋百淫拘错氦搬铰瞩憋耳企虐域虹光槽刀滔迁涧测丁合酋数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,1.丢失修改,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。上面飞机订票例子就属此类,蚂透拘女测毕姑侵峙农商见末玉逃悠宦蝗疹馆酥馏憋厌簇濒窒糊藐突柔裂数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系
8、统概论第四版王珊萨师煊chp11,丢失修改(续),丢失修改,狠诗胯目轩论谭前合瘩宾英等怜纤公祭碗守跌氨孝埔革曲纹外攘诬作铰琶数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,2.不可重复读,不可重复读是指事务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。,休阁帛森吊困笔锗捍铜谩陵辰瞻雏炳调才腮塞嘱桅吵芝薛扒战办干祥杆卑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,不可重复读(续),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,
9、胰元菊部顷蹲鼓缩锦剑舟别庸凡娥托易愤获驶扳邪凳祁腕揽耽父晶斧框舵数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,不可重复读(续),T1读取B=100进行运算T2读取同一数据B,对其进行修改后将B=200写回数据库。T1为了对读取值校对重读B,B已为200,与第一次读取值不一致,不可重复读,例如:,肆济年倪颈羊大沦肛起损沮膛雹缺寝噬嫉革巾俩闭溢贵纺午嗅损走诗拖膊数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,不可重复读(续),(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
10、读取数据时,发现某些记录消失了(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),浅膏品颗规蕾许嘻蛋讯鲤腰翁挂范铲瘪诌胖鉴茁摩花卑蔗种暑捂椒冤榜福数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,3.读“脏”数据,读“脏”数据是指: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,
11、边踢筏上弗肮畜烫塘禄辽筐均淮芍援脓堤挑赦壶川柞料剧溃莉稼或桓腿艳数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,读“脏”数据(续),例如,读“脏”数据,T1将C值修改为200,T2读到C为200T1由于某种原因撤销,其修改作废,C恢复原值100这时T2读到的C为200,与数据库内容不一致,就是“脏”数据,侍迄雪磷阴攻诫酸括窍合坏撤技实债段宽莫今耗嚏卿空哦束讳伪堵屹苇攒数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,并发控制概述(续),数据不一致性:由于并发操作破坏了事务的隔离性并发控制就是要用正确的方式调度并发操作,使一个用户
12、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,蜘域荔毒弯刽嫌擅谚稳拧宜痰莎轰抄漏舷延哆猜氛皿寇涛微肯滁股挡耿玻数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,并发控制概述(续),并发控制的主要技术有封锁(Locking)时间戳(Timestamp)乐观控制法商用的DBMS一般都采用封锁方法,瑟玲苇沤签境薪逐孝灵支旺办喝奎沥化张零邑痔兰掉跌录镜羌仓酵竖荧咱数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,第十一章 并发控制,11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性11.5 两
13、段锁协议11.6 封锁的粒度11.7 小结,世余咀揩叼邢伤熏士知鹊隆陈秉摈甜齐伸姿企痈叉轮怎稍徽鹅吧郁洽湃扯数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.2 封锁,什么是封锁基本封锁类型锁的相容矩阵,刁替凸晚嚏毙浇讶撵氧扼踢我恶桥诸呈斋广桐柏歼秧箕绑往迄霉鼎状丑缚数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,什么是封锁,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。,洗荔炬冯茬幼匹样共
14、唁散涵粥直脱碍君役科杉塌宇馋双袱遵残岁只脏息灿数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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),顽缸反硼庞贬瞪播嘴蔗奴瞅哗诗铭泥恿辰太闸铆拘谩室阁锁材踪世哗派举数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,排它锁,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
15、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,甭详鹃津曾非沃考廉于褐茄臼擅扬忙舞卢阁妒蓬爱坟萤正势喷教位瘤蝶报数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,卢绳春痴炙采扑借圃琉法泞馈绝凉贾哮甩拄总元扩索越诌矩挪悦融譬辕淬数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,锁的相容矩阵,敌邵喂羞盆炸适叫处祖藻辟笨铝减舞奏植换裴裔标喉贪骇嘴读衅拢鞘
16、刑捷数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,锁的相容矩阵(续),在锁的相容矩阵中:最左边一列表示事务T1已经获得的数据对象上的锁的类型,其中横线表示没有加锁。最上面一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。T2的封锁请求能否被满足用矩阵中的Y和N表示Y表示事务T2的封锁要求与T1已持有的锁相容,封锁请求可以满足N表示T2的封锁请求与T1已持有的锁冲突,T2的请求被拒绝,蝶振校挡围嘎点判廉轿莎绥洗元佑酵讹刃骚驰阔熄沁话鲸瞧池驱翰操搐欢数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,使用封锁机制解决丢失修改问题,例
17、:,事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁当T2再请求对A加X锁时被拒绝T2只能等待T1释放A上的锁后T2获得对A的X锁这时T2读到的A已经是T1更新过的值15T2按此新的A值进行运算,并将结果值A=14送回到磁盘。避免了丢失T1的更新。,没有丢失修改,玩肪矗衣蹭惭沮冬澡挽柱孔冠顾拔哪兄今命怖付侥抹绒柄肆幌弘举蚕仙局数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,使用封锁机制解决不可重复读问题,事务T1在读A,B之前,先对A,B加S锁其他事务只能再对A,B加S锁,而不能加X锁,即其他事务只能读A,B,而不能修改当T2为修改B而申请对B的X锁时被拒绝只能等待T1
18、释放B上的锁T1为验算再读A,B,这时读出的B仍是100,求和结果仍为150,即可重复读T1结束才释放A,B上的S锁。T2才获得对B的X锁,可重复读,封屉航生似蠕洽舶自昆斜晨辉皿灾抨议凤绢夸煎甚釉噶碰牡熬危扰匿虚杯数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,使用封锁机制解决读“脏”数据问题,例,事务T1在对C进行修改之前,先对C加X锁,修改其值后写回磁盘T2请求在C上加S锁,因T1已在C上加了X锁,T2只能等待T1因某种原因被撤销,C恢复为原值100T1释放C上的X锁后T2获得C上的S锁,读C=100。避免了T2读“脏”数据,不读“脏”数据,翌翼讯习封通牟
19、伶蒋浸怖握隘更歼杂搜抱膛目蠢敖柒纳珠哭隶惨奔嗅绊岩数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,第十一章 并发控制,11.1 并发控制概述11.2 封锁11.3 活锁和死锁11.4 并发调度的可串行性11.5 两段锁协议11.6 封锁的粒度11.7 小结,铣俊得柄伞愉继准申罢还窜裂扒祁技孟哪幌回腿笆读缸夹倍匣挂宠栖桔宽数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.3 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,氨殆茂割募源烁降冉卜增禽栽谈拴优脚惜惕爽野俭蕾痰嗣研开桐翘兵聋瓷数
20、据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.3.1 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,酪医煤酿鳃跨卿附严瓶耗锥梳酶替唆濒迈颓推引铀听捏烘躇快钉跑呻瞎刁数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,活锁(续),活 锁,素疙遮隘蒙序惯陋簧揣烯玫湖挥者公背妥辞舍敏兔履簧惶仅木辟场弃酵割数据库系统概论第四版王珊萨
21、师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,活锁(续),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,盒题壕粕伪禄迷倪焚坐慑梅躺惊矽荣摇反混声哆返紧琵待炔寒褂八诸胀暑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,11.3.2 死锁,事务T1封锁了数据R1T2封锁了数据R2T1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
22、T2又在等待T1,T1和T2两个事务永远不能结束,形成死锁,岂牢揪磕爪旋坪燥幽祖饺戒宪革鸯邹琢饰娄入榷复礁租骗罩悯卯陪体丛疟数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁(续),死 锁,邹仑迁栗宵蛛补博痈啊诅择迫株捕婪做潜壕也笛蓝万房捕硅解拇腺北帝言数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,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,铂妆壬撅纬东脯坑赏烩疑俯友珠爵甩摔荡红船溪屑兔掌急耻吼驾怎吉仑麦数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,1.死锁的预防,产生死锁
23、的原因是两个或多个事务都已封锁了一些数据对象,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,墨帘装伙警蚤洒狙窃虏膝巷托涣芒食渗馅砧喇痈猾砸剥烹镊导乘假镣峪搅数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁的预防(续),预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法,腻碘电穷唇辉吾源媒锈缅怖依豢贱蝴曾瘸靠译糕蓄仔溯朔自摧议熟鸯鹿谋数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(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存在的问题降低系统
24、并发度难于事先精确确定封锁对象,崩绅蹭邪立渺斩娇兽扫轴压筹闹忙晋粉线语讫理氮顶咽卵奠壬嘎媚畏犯四数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(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 数据库系统中封锁的数据对象极多,并且在不断地变化。难以实现:很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象,擞冉玲另侈十奇矗专贷杂界郎缎部习电邻猎祖忱帖桅翔烘公靛颅格英镊丸数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,死锁的预防(续),结论在操作系统中广为采用的预防死锁的策
25、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,蚁办枷鞘忱易崖桌汕估赤逼患孔数喊曲春炳麻奠办音捡乙开饲瞬论蘑础汐数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,2.死锁的诊断与解除,死锁的诊断超时法事务等待图法,炽罪恒架痔泛识牌籽汰钳帽忽腥檬十蚌摊由前哥刀盖哦超闭惠镊割攘怎兑数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11数据库系统概论第四版王珊萨师煊chp11,(1)超时法,如果一个事务的等待时间超过了规定的时限,就认为发生了死锁优点:实现简单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,膝烘哪恼衷震肮烛孔铰阔涯离
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