数据库原理第十一章.pptVIP

* 例 事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是 ： Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlock C； |← 扩展阶段 →| |← 收缩阶段 →| 事务Tj不遵守两段锁协议，其封锁序列是： Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B； * 事务T1 事务T2 Slock(A) R(A=260) Slock(C) R(C=300) Xlock(A) W(A=160) Xlock( C ) W(C=250) Slock(A) Slock(B) 等待 R(B=1000) 等待 Xlock(B) 等待 W(B=1100) 等待 Unlock(A) 等待 R(A=160) Xlock(A) Unlock(B) W(A=210) Unlock( C ) Unlock(A) 遵守两段锁协议的可串行化调度 左图的调度是遵守两段锁协议的，因此一定是一个可串行化调度。 * 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 * 两段锁协议与防止死锁的一次封锁法 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，因此一次封锁法遵守两段锁协议 但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁 * [例] 遵守两段锁协议的事务发生死锁 T1 Slock B R(B)=2 ? ? Xlock A 等待 等待 T2? ? Slock A R(A)=2 ? Xlock B 等待 遵守两段锁协议的事务可能发生死锁 * 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 * 封锁粒度 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 例：在关系数据库中，封锁对象： 逻辑单元: 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 物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等 * 选择封锁粒度原则 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； 封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大 * 例 若封锁粒度是数据页，事务T1需要修改元组L1，则T1必须对包含L1的整个数据页A加锁。如果T1对A加锁后事务T2要修改A中元组L2，则T2被迫等待，直到T1释放A。 如果封锁粒度是元组，则T1和T2可以同时对L1和L2加锁，不需要互相等待，提高了系统的并行度。 又如，事务T需要读取整个表，若封锁粒度是元组，T必须对表中的每一个元组加锁，开销极大 * 多粒度封锁(Multiple Granularity Locking) 在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择 选择封锁粒度 同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封锁粒度 需要处理多个关系的大量元组的用户事务：以数据库为封锁单位 需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元 只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位 * 本章小结 数据共享与数据一致性是一对矛盾 数据库的价值在很大程度上取决于它所能提供的数据共享度 数据共享在很大程度上取决于系统允许对数据并发操作的程度 数据并发程度又取决于数据库中的并发控制机制 数据的一致性也取决于并发控制的程度。施加的并发控制愈多，数据的一致性往往愈好 * 数据库的并发控制以事务为单位 数据库的并发控制通常使用封锁机制 两类最常用的封锁 * 并发控制机制调度并发事务操作是否正确的判别准则是可串行性 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 * 对数据对象施加封锁，带来问题 活锁： 先来先服务 死锁： 预防方法 一次封锁法 顺序封锁法 死锁的诊断与解除 超时法 等待图法 不同的数据库管理系统提供的封锁类型、封锁协议、达到的系统一致性级别不尽相同。但是其依据的基本原理和技术是共同的。 * * 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