第十一章 并发控制

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 小结数据库概论1

并发控制 多个用户同时存取数据库时会产生多个事务同时存取同一数据

的操作，称为并发操作 数据库管理系统必须提供并发控制机制 并发控制机制是衡量一个数据库管理系统性能的重要标志之一

数据库概论

§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

数据库概论

§11.1并发控制概述例:考虑飞机订票系统中的一个活动序列:甲售票点(甲事务)

丢失修改

乙售票点(乙事务)

Read某航班的机票余额A, A=16. Read同一航班的机票余额A, A=16. A←A-1. Write: A=15 A←A-1. Write: A=15甲售票点 (甲事务) 乙售票点 (乙事务)

不可重复读甲售票点 (甲事务) 乙售票点 (乙事务)

Read:A=16. Read:B=16 A+B=32 Read:B=16. B←B*2 Write:B=32 Read:A=16. Read:B=32 A+B=48 (验算不对)

Read:A=16. A←A*2 Write: A=32Read:A=32. RollBack A 恢复到16 Read:A=16. 读脏数据 4

数据库概论

并发操作带来的三类数据不一致性 丢失修改(lost update)

不可重复读(non-repeatable read) 读“脏”数据(dirty read)

数据库概论

1. 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的提交结果破坏了事务1提交的结果，导致事务1的 修改被丢失。

2. 读“脏”数据 事务 1 修改某一数据，并将其写回磁盘，当事务 2 读取同一

数据后，事务 1 由于某种原因被撤消，这时事务 1将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。数据库概论6

3. 不可重复读 不可重复读 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。 不可重复读包括三种情况： 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。数据库概论

后两种也称 为幻影现象

问题产生原因及解决技术 产生上述三类数据不一致性的主要原因 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，使一个用户事

务的执行不受其它事务的干扰，从而避免造成数据的不一致性 并发控制的主要技术是封锁(Loc

king)

数据库概论

§11.2 封锁 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

数据库概论

二、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是由 封锁的类型决定的。DBMS通常提供了多种类型的封锁。 基本封锁类型 排它锁(eXclusive lock,简记为X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。这就保证了其它事 务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。 共享锁(Share lock,简记为S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。这就保证了其它事务可以读A,但在T释放A 上的S锁之前不能对A做任何修改数据库概论10

T1(1)XL A (2)读A=16

T2请求XL A 等待 等待 等待 等待 等待 获得XL A 读A=15 A A-1 写回A=14 Commit Unlock A

T1(1)SL A=50 SL B=100 读A,B 求和A+B=150 (2)

T2

T1(1)XL C 读C=100 C C×2 写回C=200

T2

(3)A A-1 写回A=15 Commit Unlock A (4)

请求XL B 等待 等待 等待

(2)

(3) 读A=50,B=100 求和A+B=150 Commit Unlock A Unlock B (4)

请求SL C 等待 等待 等待 等待 等待

(3) ROLLBACK (C恢复为100) Unlock C

没有丢失修改

获得XL B 读B=100 B B× 2 写回 B=200 Commit Unlock B

(4)

获得SL C 读C=100 Unlock C

不再读“脏”数据

数据库概论

可重复读

三、锁的相容矩阵 XN

T2

T1

S N Y Y

Y

X S -

N Y

Y YY=Yes,相容的请求 N=No,不相容的请求

数据库概论

§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

数据库概论

§11.3.1 活锁 如果事务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上的封之后 系统首先批准了T3 的请求，T2仍然等 待。然后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 就是活锁的情形数据库概论14

如何避免活锁 避免活锁简单方法是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。

数据库概论

§11.3.2 死锁 如果事务T1封锁了数据R1,

T1 Xlock R1

. . . Xlock R2 等待 等待 等待 .

T2 . . Xlock R2 . . Xlock R1 等待 等待 .

T2 封锁了数据 R2 ,然后 T1 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。

这样就出现了 T1 在等待 T2 ,而 T2又在等待 T1 的局面， T1 和 T2 两个 事务永远不能结束，形成死锁。

数据库概论

产生死锁的原因 在数据库中，产生死锁的原因 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。

数据库概论

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

1. 死锁的预防

产生死锁的原因：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 预防死锁通常有两种方法： 一次封锁法

顺序封锁法数据库概论18

(1)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。 一次封锁法虽然可以有效地防止死锁的发生，但也存在问 题，一次就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。 由于数据库中数据不断变化着的，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，所以很难先精确地确定每个事务所有要封锁的数据对象。 解决方法：将事务在执行过程中可能要封锁的数据对象全 部加锁，这样就进一步降低了并发度。数据库概论19

(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。 顺序封锁法可以有效地防止死锁，但也同样存在问题：

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 维护成本高：DBS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封锁顺序非常困难，成本很高数据库概论20

2. 死锁的诊断与解除 在OS中广为采用的预防死锁的策略并不很适合DB的特点， DBMS在解决死锁的问题上更普遍采用的方法是诊断并解除死 锁的方法。 死锁的诊断与解除 允许死锁的发生 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

诊断方法： 超时法 事务等待图法数据库概论21

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