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【数据库系统概论】第十一章并发控制

news 来源：原创 2025/8/21 12:46:36

第十一章并发控制

11.1 并发控制概述
- （1）丢失修改
- （2）不可重复读
- （3）读“脏”数据
11.2 封锁
- 11.2.1 封锁的概念
- 11.2.2 基本封锁类型
- - （1）排它锁/X锁/写锁
  - （2）共享锁/S锁
- 11.2.3 锁的相容矩阵
11.3 封锁协议
- （1）一级封锁协议
- （2）二级封锁协议
- （3）三级封锁协议
11.4 活锁和死锁
- 11.4.1 活锁
- 11.4.2 死锁
- - 11.4.2.1 死锁的预防
  - - （1）一次封锁法
    - （2）顺序封锁法
  - 11.4.2.2 死锁的诊断
  - - （1）超时法
    - （2）等待图法
  - 11.4.2.3 死锁的解除
11.5 并发调度的可串行性
- 11.5.1 可串行化调度
- 11.5.2 冲突可串行化调度
11.6 两段锁协议
11.7 封锁的粒度
- 11.7.1 多粒度封锁
- 11.7.2 意向锁

11.1 并发控制概述

事务是并发控制的基本单位
并发操作带来的数据不一致性
1. 丢失修改（Lost Update）
2. 不可重复读（Non-repeatable Read）
3. 读“脏”数据（Dirty Read）
数据不一致性：由于并发操作破坏了事务的隔离性
数据库的并发控制通常使用封锁机制
- 基本封锁
- 多粒度封锁
- 时间戳方法
- 乐观控制法
- 多版本并发控制
并发事务调度的正确性
- 可串行性
  并发操作的正确性则通常由两段锁协议来保证。
  两段锁协议是可串行化调度的充分条件，但不是必要条件
- 冲突可串行性

（1）丢失修改

[例11.1]飞机订票系统中的一个活动序列 
① 甲售票点(事务T1)读出某航班的机票余额A，设A=16；
② 乙售票点(事务T2)读出同一航班的机票余额A，也为16；
③ 甲售票点卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以A为15，把A写回数据库；
④ 乙售票点也卖出一张机票，修改余额A←A-1，所以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

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。
在这里插入图片描述

（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。

①T1读取B=100进行运算
②T2读取同一数据B，对其进行修改后将B=200写回数据库。
③T1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

在这里插入图片描述

（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

①T1将C值修改为200，T2读到C为200
②T1由于某种原因撤销，其修改作废，C恢复原值100
③这时T2读到的C为200，与数据库内容不一致，就是“脏”数据

在这里插入图片描述

11.2 封锁

11.2.1 封锁的概念

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。

11.2.2 基本封锁类型

（1）排它锁/X锁/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/S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

11.2.3 锁的相容矩阵

在这里插入图片描述

11.3 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，这些规则为封锁协议（Locking Protocol）。
何时申请X锁或S锁、持锁时间、何时释放
三级封锁协议
1. 一级封锁协议
2. 二级封锁协议
3. 三级封锁协议

（1）一级封锁协议

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。
一级封锁协议解决丢失修改，无法解决不可重复读和读“脏”数据。

在这里插入图片描述

（2）二级封锁协议

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S锁
二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。
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。

（3）三级封锁协议

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。

在这里插入图片描述

11.4 活锁和死锁

11.4.1 活锁

在这里插入图片描述

实际上就是T2事务饥饿

避免活锁：采用先来先服务的策略

11.4.2 死锁

对比学习：操作系统中的死锁

在这里插入图片描述

解决死锁的方法
1. 死锁的预防
2. 死锁的诊断与解除

11.4.2.1 死锁的预防

（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

（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。

11.4.2.2 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

（2）等待图法

如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。
在这里插入图片描述

11.4.2.3 死锁的解除

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

可串行化(Serializable)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
在这里插入图片描述

11.5.2 冲突可串行化调度

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

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/

若一个调度是冲突可串行化，则一定是可串行化的调度

11.6 两段锁协议

数据库管理系统普遍采用两段锁协议的方法实现并发调度的可串行性，从而保证调度的正确性
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
- 加锁阶段/扩展阶段（Growing Phase）：事务只能不断获取锁，但不能释放锁
- 解锁阶段/收缩阶段（Shrinking Phase）：事务只能释放已经持有的锁，不能再申请新的锁。直到事务结束，所有锁都被释放
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。
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
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

11.7 封锁的粒度

封锁对象的大小称为封锁粒度(Granularity)
封锁的对象:逻辑单元，物理单元
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；
```
例如，如果一个事务锁定了整张表，其他事务就无法访问该表中的任何数据，直到锁被释放。
```
- 封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大
```
例如，一个事务可以锁定表中的某一行，而另一个事务可以同时锁定同一张表中的另一行。
```

11.7.1 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
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种方式封锁：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:是该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁

11.7.2 意向锁

引进意向锁（intention lock）目的提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率
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
对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁
意向锁的分类
（1）意向共享锁(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。
（2）意向排它锁(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。
（3）共享意向排它锁(SIX锁)：如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX = S + IX
锁的强度
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的次序进行
释放封锁时则应该按自下而上的次序进行

【数据库系统概论】第十一章并发控制

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