第八章 数据库管理2剖析.pptVIP

DBMS中有一个死锁测试程序: 每隔一段时间检查并发的事务之间是否发生死锁。 如果发生死锁: 只能抽取某个事务作为牺牲品，把它撤消， 做回退操作，解除它的所有封锁，恢复到该事务的初始 状态。释放出来的资源就可以分配给其他事务，使其他 事务有可能继续运行下去，就有可能消除死锁现象。 理论上讲， 系统进入死锁状态时可能会有许多事务在相互等待， 但是System R的实验表明，实际上绝大部分的死锁只涉及到两个事务，也就是事务依赖图中的循环里只有两个事务。 死锁也被形象地称作“死死拥抱” 。 2、封锁粒度 X锁和S锁都是加在某一个数据对象上的。 封锁的对象可以是逻辑单元，也可以是物理单元。 在关系数据库中，封锁对象可以是: 属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、 整个数据库等逻辑单元；也可以是页（数据页或索引页）、 块等物理单元。 封锁对象可以很大，比如对整个数据库加锁，也可以很小， 比如只对某个属性值加锁。 封锁对象的大小称为封锁的粒度（granularity）。 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，系统中能够被封锁的对象就越少， 并发度也就越小，但同时系统开销也越小； 相反，封锁的粒度越小，并发度越高，但系统开销也就越大。 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，那么哪个结果是正确的，哪个是不正确的呢？ 二、并发调度的可串行化 1、概念 事务的调度: 串行调度: 并发调度: 事务的执行次序称为“调度”。 如果多个事务依次执行，则称为事务的串行 调度（Serial Schedule）。 如果利用分时的方法，同时处理多个事 务，则称为事务的并发调度（Concurrent Schedule）。 在事务并发执行时,有可能破坏数据库的一致性, 或用户读了脏数据。 如果有n个事务串行调度，可有n!种不同的有效调度。 如果有n个事务并发调度,可能的并发调度数目远远大于n!。 DBMS的并发控制子系统实现: 如何产生正确的并发调度。 如何判断一个并发调度是正确的, 用并发调度的可串行化概念解决. 现在有两个事务，分别包含下列操作： 事务T1：读B；A=B十1；写回A； 事务T2：读A；B=A十1；写回B 假设A的初值为10，B的初值为2。 （a）串行调度1(先T1后T2) 时间 事务T1 数据库中A、B的值 事务T2 t0 ? 10、2 ? t1 检索B: B=2 ? ? t2 修改: A←B+1 ? ? t3 写回A: A=3 3、2 ? t5 ? ? 检索A: A=3 t6 ? ? 修改: A←A+1 t7 ? ? 写回B: B=4 t8 ? 3、4 ? 事务T1：读B；A=B十1；写回A； 事务T2：读A；B=A十1；写回B; 假设A的初值为10，B的初值为2。 时间 事务T1 数据库中A、B的值 事务T2 t0 ? 10、2 ? t1 ? ? 检索A: A=10 t2 ? ? 修改B:B←A+1 t3 ? 写回B: B=11 t5 ? 10、11 ? t6 检索B: B=11 ? ? t7 修改A: A←B+1 ? ? t8 写回A: A=12 12、11 ? （b）串行调度2 (先T2后T1) 时间 事务T1 数据库中A、B的值 事务T2 t0 ? 10、2 ? t1 检索B: B=2 ? ? t2 ? ? 检索A:A=10 t3 修改A: A←B+1 ? t5 写回A: A=3 ? ? t6 ? 3、2 修改B:B←A+1 t7 ? ? 写回B: B=11 t8 ? 3、11 ? （c）不可串行化调度(交错执行) 时间 事务T1 数据库中A、B的值 事务T2