An Introduction to Database System
中国人民大学信息学院数据库系统概论
An Introduction to Database System
第十一章 并发控制
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
问题的产生（续）
不同的多事务执行方式
(1)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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
问题的产生（续）
事务的交叉并发执行方式
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
① 甲售票点 (甲事务 )读出某航班的机票余额 A，设 A=16；
② 乙售票点 (乙事务 )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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
并发控制概述（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 x
W(x):写数据 x
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
丢失修改（续）
T1 T2
① R(A)=16
② R(A)=16
③ A←A -1
W(A)=15W
④ A←A -1
W(A)=15
丢失修改
An Introduction to Database System
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 。
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
T1 T2
① R(A)=50
R(B)=100
求和 =150
② R(B)=100
B←B*2
(B)=200
③ R(A)=50
R(B)=200
和 =250
(验算不对 )
不可重复读例如：
An Introduction to Database System
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）
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
读“脏”数据（续）
T1 T2
① R(C)=100
C←C*2
W(C)=200
② R(C)=200
③ ROLLBACK
C恢复为 100
例如读“脏”数据
T1将 C值修改为 200，
T2读到 C为 200
T1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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.2 封锁
什么是封锁
基本封锁类型
锁的相容矩阵
An Introduction to Database System
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。
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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）
An Introduction to Database System
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
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
锁的相容矩阵
Y=Yes，相容的请求
N=No，不相容的请求
T1
T2 X S -
X N N Y
S N Y Y
- Y Y Y
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
使用封锁机制解决丢失修改问题
T1 T2
① Xlock A
② R(A)=16
Xlock A
③ A←A -1 等待
W(A)=15 等待
Commit 等待
Unlock A 等待
④ 获得 Xlock A
R(A)=15
A←A -1
⑤ W(A)=14
Commit
Unlock A
例：
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 15
T2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
An Introduction to Database System
使用封锁机制解决不可重复读问题
T1 T2
① Slock A
Slock B
R(A)=50
R(B)=100
求和 =150
② Xlock B
等待等待
③ R(A)=50 等待
R(B)=100 等待求和 =150 等待
Commit 等待
Unlock A 等待
Unlock B 等待
④ 获得 XlockB
R(B)=100
B←B*2
⑤ W(B)=200
Commit
Unlock B
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
An Introduction to Database System
使用封锁机制解决读“脏”数据问题
T1 T2
① Xlock C
R(C)=100
C←C*2
W(C)=200
② Slock C
等待
③ ROLLBACK 等待
(C恢复为 100) 等待
Unlock C 等待
④ 获得 Slock C
R(C)=100
⑤ Commit C
Unlock C
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 100
T1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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
活锁（续）
活 锁
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.3.2 死锁
事务 T1封锁了数据 R1
T2封锁了数据 R2
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 T1在等待 T2，而 T2又在等待 T1,T1和 T2两个事务永远不能结束，形成 死锁
An Introduction to Database System
死锁（续）
T1 T2
lock R1?
Lock R2
Lock R2,?
等待?
等待 Lock R1
等待 等待等待 等待
死 锁
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
死锁的预防（续）
预防死锁的方法
一次封锁法
顺序封锁法
An Introduction to Database System
(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
降低系统并发度
难于事先精确确定封锁对象
An Introduction to Database System
(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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
2,死锁的诊断与解除
死锁的诊断
超时法
事务等待图法
An Introduction to Database System
(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
An Introduction to Database System
(2)等待图法
用事务等待图动态反映所有事务的等待情况
事务等待图是一个有向图 G=(T,U)
T为结点的集合，每个结点表示正运行的事务
U为边的集合，每条边表示事务等待的情况
若 T1等待 T2，则 T1,T2之间划一条有向边，从 T1指向 T2
An Introduction to Database System
等待图法（续）
事务等待图
图 (a)中，事务 T1等待 T2,T2等待 T1，产生了死锁
图 (b)中，事务 T1等待 T2,T2等待 T3,T3等待 T4,T4又等待
T1，产生了死锁
图 (b)中，事务 T3可能还等待 T2，在大回路中又有小的回路
An Introduction to Database System
等待图法（续）
并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务等待图，检测事务。如果发现图中存在回路，
则表示系统中出现了死锁。
An Introduction to Database System
死锁的诊断与解除（续）
解除死锁
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.4 并发调度的可串行性
DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果
什么样的调度是正确的？
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11.4.1 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
可串行性 (Serializability)
是并发事务正确调度的准则
一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，
才认为是正确调度
An Introduction to Database System
可串行化调度（续）
[例 ]现在有两个事务，分别包含下列操作：
事务 T1：读 B； A=B+1；写回 A
事务 T2：读 A； B=A+1；写回 B
现给出对这两个事务不同的调度策略
An Introduction to Database System
串行化调度,正确的调度
T1 T2
Slock B
Y=R(B)=2
Unlock B
Xlock A
A=Y+1=3
W(A)
Unlock A
Slock A
X=R(A)=3
Unlock A
Xlock B
B=X+1=4
W(B)
Unlock B
串行调度 (a)
假设 A,B的初值均为 2。
按 T1→T2 次序执行结果为 A=3,B=4
串行调度策略,正确的调度
An Introduction to Database System
串行化调度,正确的调度
T1 T2
Slock A
X=R(A)=2
Unlock A
Xlock B
B=X+1=3
W(B)
Unlock B
Slock B
Y=R(B)=3
Unlock B
Xlock A
A=Y+1=4
W(A)
Unlock A
串行调度 (b)
假设 A,B的初值均为 2。
T2→T1 次序执行结果为 B=3，
A=4
串行调度策略,正确的调度
An Introduction to Database System
不可串行化调度，错误的调度
T1 T2
Slock B
Y=R(B)=2
Slock A
X=R(A)=2
Unlock B
Unlock A
Xlock A
A=Y+1=3
W(A)
Xlock B
B=X+1=3
W(B)
Unlock A
Unlock B
不可串行化的调度
执行结果与 (a),(b)的结果都不同
是错误的调度
An Introduction to Database System
可串行化调度，正确的调度
T1 T2
Slock B
Y=R(B)=2
Unlock B
Xlock A
Slock A
A=Y+1=3 等待
W(A) 等待
Unlock A 等待
X=R(A)=3
Unlock A
Xlock B
B=X+1=4
W(B)
Unlock B
可串行化的调度
执行结果与串行调度
(a)的执行结果相同
是正确的调度
An Introduction to Database System
11.4.2 冲突可串行化调度
可串行化调度的 充分条件
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为冲突可串行化的调度
一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度
An Introduction to Database System
冲突可串行化调度（续）
冲突操作
冲突操作是指不同的事务对同一个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*/
Wi(x)与 Wj(x) /* 事务 Ti写 x,Tj写 x*/
其他操作是不冲突操作
不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交换
(Swap)
An Introduction to Database System
冲突可串行化调度（续）
［例］今有调度
Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)
把 w2(A)与 r1(B)w1(B)交换，得到：
r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)
再把 r2(A)与 r1(B)w1(B)交换：
Sc2＝ r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)
Sc2等价于一个串行调度 T1,T2,Sc1冲突可串行化的调度
An Introduction to Database System
冲突可串行化调度（续）
冲突可串行化调度是可串行化调度的 充分条件,不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。
[例 ]有 3个事务
T1=W1(Y)W1(X),T2=W2(Y)W2(X),T3=W3(X)
调度 L1=W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X) W3(X)是一个串行调度。
调度 L2=W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X)不满足冲突可串行化。但是调度 L2是可串行化的，因为 L2执行的结果与调度
L1相同,Y的值都等于 T2的值,X的值都等于 T3的值
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.5 两段锁协议
封锁协议运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则
何时申请封锁
持锁时间
何时释放封锁等
两段封锁协议 (Two-Phase Locking，简称 2PL)是最常用的一种封锁协议，理论上证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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
在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数据的封锁
在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
“两段”锁的含义事务分为两个阶段
第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段
事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是不能释放任何锁
第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段
事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能再申请任何锁
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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；
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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 )
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。
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
[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 A
等待遵守两段锁协议的事务可能发生死锁
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
选择封锁粒度的原则（续）
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
An Introduction to Database System
选择封锁粒度的原则（续）
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
An Introduction to Database System
11.6.1 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
An Introduction to Database System
多粒度封锁（续）
例：三级粒度树。根结点为数据库，数据库的子结点为关系，
关系的子结点为元组。
数据库关系 Rn关系 R1
元组 元组元组 元组
……
…………
三级粒度树
An Introduction to Database System
多粒度封锁协议
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
An Introduction to Database System
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,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
显式封锁和隐式封锁的效果是一样的
An Introduction to Database System
显式封锁和隐式封锁（续）
系统检查封锁冲突时
要检查显式封锁
还要检查隐式封锁
例如事务 T要对关系 R1加 X锁
系统必须搜索其上级结点数据库、关系 R1
还要搜索 R1的下级结点，即 R1中的每一个元组
如果其中某一个数据对象已经加了不相容锁，则 T必须等待
An Introduction to Database System
显式封锁和隐式封锁（续）
对某个数据对象加锁，系统要检查
该数据对象
有无显式封锁与之冲突
所有上级结点
检查本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁冲突,(由上级结点已加的封锁造成的）
所有下级结点
看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁 （将加到下级结点的封锁） 冲突
An Introduction to Database System
11.6.2 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
An Introduction to Database System
意向锁 (续 )
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
例如，对任一元组加锁时，必须先对它所在的数据库和关系加意向锁
An Introduction to Database System
常用意向锁
意向共享锁 (Intent Share Lock，简称 IS锁 )
意向排它锁 (Intent Exclusive Lock，简称 IX锁 )
共享意向排它锁 (Share Intent Exclusive Lock，
简称 SIX锁 )
An Introduction to Database System
意向锁（续）
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 。
例如：事务 T1要对 R1中某个元组加 S锁,则要首先对关系 R1和数据库加 IS锁
An Introduction to Database System
意向锁（续）
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。
例如：事务 T1要对 R1中某个元组加 X锁，则要首先对关系 R1和数据库加 IX锁
An Introduction to Database System
意向锁（续）
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。
例：对某个表加 SIX锁，则表示该事务要读整个表（所以要对该表加 S锁），同时会更新个别元组（所以要对该表加 IX锁）。
An Introduction to Database System
意向锁（续）
意向锁的相容矩阵
An Introduction to Database System
意向锁（续）
锁的强度
锁的强度是指它对其他锁的排斥程度
一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之则不然
An Introduction to Database System
意向锁（续）
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例如：事务 T1要对关系 R1加 S锁
要首先对数据库加 IS锁
检查数据库和 R1是否已加了不相容的锁 (X或 IX)
不再需要搜索和检查 R1中的元组是否加了不相容的锁 (X锁 )
An Introduction to Database System
意向锁（续）
具有意向锁的多粒度封锁方法
提高了系统的并发度
减少了加锁和解锁的开销
在实际的数据库管理系统产品中得到广泛应用
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.7 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
An Introduction to Database System
小结（续）
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
An Introduction to Database System
小结（续）
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
An Introduction to Database System
小结（续）
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
An Introduction to Database System
下课了。。。
休息一会儿。。。
中国人民大学信息学院数据库系统概论
An Introduction to Database System
第十一章 并发控制
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
问题的产生（续）
不同的多事务执行方式
(1)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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
问题的产生（续）
事务的交叉并发执行方式
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
① 甲售票点 (甲事务 )读出某航班的机票余额 A，设 A=16；
② 乙售票点 (乙事务 )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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
并发控制概述（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 x
W(x):写数据 x
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
丢失修改（续）
T1 T2
① R(A)=16
② R(A)=16
③ A←A -1
W(A)=15W
④ A←A -1
W(A)=15
丢失修改
An Introduction to Database System
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 。
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
T1 T2
① R(A)=50
R(B)=100
求和 =150
② R(B)=100
B←B*2
(B)=200
③ R(A)=50
R(B)=200
和 =250
(验算不对 )
不可重复读例如：
An Introduction to Database System
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）
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
读“脏”数据（续）
T1 T2
① R(C)=100
C←C*2
W(C)=200
② R(C)=200
③ ROLLBACK
C恢复为 100
例如读“脏”数据
T1将 C值修改为 200，
T2读到 C为 200
T1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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.2 封锁
什么是封锁
基本封锁类型
锁的相容矩阵
An Introduction to Database System
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。
An Introduction to Database System
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）
An Introduction to Database System
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
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
锁的相容矩阵
Y=Yes，相容的请求
N=No，不相容的请求
T1
T2 X S -
X N N Y
S N Y Y
- Y Y Y
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
使用封锁机制解决丢失修改问题
T1 T2
① Xlock A
② R(A)=16
Xlock A
③ A←A -1 等待
W(A)=15 等待
Commit 等待
Unlock A 等待
④ 获得 Xlock A
R(A)=15
A←A -1
⑤ W(A)=14
Commit
Unlock A
例：
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 15
T2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
An Introduction to Database System
使用封锁机制解决不可重复读问题
T1 T2
① Slock A
Slock B
R(A)=50
R(B)=100
求和 =150
② Xlock B
等待等待
③ R(A)=50 等待
R(B)=100 等待求和 =150 等待
Commit 等待
Unlock A 等待
Unlock B 等待
④ 获得 XlockB
R(B)=100
B←B*2
⑤ W(B)=200
Commit
Unlock B
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
An Introduction to Database System
使用封锁机制解决读“脏”数据问题
T1 T2
① Xlock C
R(C)=100
C←C*2
W(C)=200
② Slock C
等待
③ ROLLBACK 等待
(C恢复为 100) 等待
Unlock C 等待
④ 获得 Slock C
R(C)=100
⑤ Commit C
Unlock C
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 100
T1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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
活锁（续）
活 锁
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.3.2 死锁
事务 T1封锁了数据 R1
T2封锁了数据 R2
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 T1在等待 T2，而 T2又在等待 T1,T1和 T2两个事务永远不能结束，形成 死锁
An Introduction to Database System
死锁（续）
T1 T2
lock R1?
Lock R2
Lock R2,?
等待?
等待 Lock R1
等待 等待等待 等待
死 锁
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
死锁的预防（续）
预防死锁的方法
一次封锁法
顺序封锁法
An Introduction to Database System
(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
降低系统并发度
难于事先精确确定封锁对象
An Introduction to Database System
(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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
2,死锁的诊断与解除
死锁的诊断
超时法
事务等待图法
An Introduction to Database System
(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
An Introduction to Database System
(2)等待图法
用事务等待图动态反映所有事务的等待情况
事务等待图是一个有向图 G=(T,U)
T为结点的集合，每个结点表示正运行的事务
U为边的集合，每条边表示事务等待的情况
若 T1等待 T2，则 T1,T2之间划一条有向边，从 T1指向 T2
An Introduction to Database System
等待图法（续）
事务等待图
图 (a)中，事务 T1等待 T2,T2等待 T1，产生了死锁
图 (b)中，事务 T1等待 T2,T2等待 T3,T3等待 T4,T4又等待
T1，产生了死锁
图 (b)中，事务 T3可能还等待 T2，在大回路中又有小的回路
An Introduction to Database System
等待图法（续）
并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务等待图，检测事务。如果发现图中存在回路，
则表示系统中出现了死锁。
An Introduction to Database System
死锁的诊断与解除（续）
解除死锁
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
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.4 并发调度的可串行性
DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果
什么样的调度是正确的？
An Introduction to Database System
11.4.1 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
可串行性 (Serializability)
是并发事务正确调度的准则
一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，
才认为是正确调度
An Introduction to Database System
可串行化调度（续）
[例 ]现在有两个事务，分别包含下列操作：
事务 T1：读 B； A=B+1；写回 A
事务 T2：读 A； B=A+1；写回 B
现给出对这两个事务不同的调度策略
An Introduction to Database System
串行化调度,正确的调度
T1 T2
Slock B
Y=R(B)=2
Unlock B
Xlock A
A=Y+1=3
W(A)
Unlock A
Slock A
X=R(A)=3
Unlock A
Xlock B
B=X+1=4
W(B)
Unlock B
串行调度 (a)
假设 A,B的初值均为 2。
按 T1→T2 次序执行结果为 A=3,B=4
串行调度策略,正确的调度
An Introduction to Database System
串行化调度,正确的调度
T1 T2
Slock A
X=R(A)=2
Unlock A
Xlock B
B=X+1=3
W(B)
Unlock B
Slock B
Y=R(B)=3
Unlock B
Xlock A
A=Y+1=4
W(A)
Unlock A
串行调度 (b)
假设 A,B的初值均为 2。
T2→T1 次序执行结果为 B=3，
A=4
串行调度策略,正确的调度
An Introduction to Database System
不可串行化调度，错误的调度
T1 T2
Slock B
Y=R(B)=2
Slock A
X=R(A)=2
Unlock B
Unlock A
Xlock A
A=Y+1=3
W(A)
Xlock B
B=X+1=3
W(B)
Unlock A
Unlock B
不可串行化的调度
执行结果与 (a),(b)的结果都不同
是错误的调度
An Introduction to Database System
可串行化调度，正确的调度
T1 T2
Slock B
Y=R(B)=2
Unlock B
Xlock A
Slock A
A=Y+1=3 等待
W(A) 等待
Unlock A 等待
X=R(A)=3
Unlock A
Xlock B
B=X+1=4
W(B)
Unlock B
可串行化的调度
执行结果与串行调度
(a)的执行结果相同
是正确的调度
An Introduction to Database System
11.4.2 冲突可串行化调度
可串行化调度的 充分条件
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为冲突可串行化的调度
一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度
An Introduction to Database System
冲突可串行化调度（续）
冲突操作
冲突操作是指不同的事务对同一个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*/
Wi(x)与 Wj(x) /* 事务 Ti写 x,Tj写 x*/
其他操作是不冲突操作
不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交换
(Swap)
An Introduction to Database System
冲突可串行化调度（续）
［例］今有调度
Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)
把 w2(A)与 r1(B)w1(B)交换，得到：
r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)
再把 r2(A)与 r1(B)w1(B)交换：
Sc2＝ r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)
Sc2等价于一个串行调度 T1,T2,Sc1冲突可串行化的调度
An Introduction to Database System
冲突可串行化调度（续）
冲突可串行化调度是可串行化调度的 充分条件,不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。
[例 ]有 3个事务
T1=W1(Y)W1(X),T2=W2(Y)W2(X),T3=W3(X)
调度 L1=W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X) W3(X)是一个串行调度。
调度 L2=W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X)不满足冲突可串行化。但是调度 L2是可串行化的，因为 L2执行的结果与调度
L1相同,Y的值都等于 T2的值,X的值都等于 T3的值
An Introduction to Database System
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
An Introduction to Database System
11.5 两段锁协议
封锁协议运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则
何时申请封锁
持锁时间
何时释放封锁等
两段封锁协议 (Two-Phase Locking，简称 2PL)是最常用的一种封锁协议，理论上证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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
在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数据的封锁
在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
“两段”锁的含义事务分为两个阶段
第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段
事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是不能释放任何锁
第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段
事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能再申请任何锁
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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；
An Introduction to Database System
两段锁协议（续）
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 )
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。
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两段锁协议（续）
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
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两段锁协议（续）
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
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两段锁协议（续）
[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 A
等待遵守两段锁协议的事务可能发生死锁
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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
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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
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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
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选择封锁粒度的原则（续）
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
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选择封锁粒度的原则（续）
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
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11.6.1 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
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多粒度封锁（续）
例：三级粒度树。根结点为数据库，数据库的子结点为关系，
关系的子结点为元组。
数据库关系 Rn关系 R1
元组 元组元组 元组
……
…………
三级粒度树
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多粒度封锁协议
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
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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,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
显式封锁和隐式封锁的效果是一样的
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显式封锁和隐式封锁（续）
系统检查封锁冲突时
要检查显式封锁
还要检查隐式封锁
例如事务 T要对关系 R1加 X锁
系统必须搜索其上级结点数据库、关系 R1
还要搜索 R1的下级结点，即 R1中的每一个元组
如果其中某一个数据对象已经加了不相容锁，则 T必须等待
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显式封锁和隐式封锁（续）
对某个数据对象加锁，系统要检查
该数据对象
有无显式封锁与之冲突
所有上级结点
检查本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁冲突,(由上级结点已加的封锁造成的）
所有下级结点
看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁 （将加到下级结点的封锁） 冲突
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11.6.2 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
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意向锁 (续 )
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
例如，对任一元组加锁时，必须先对它所在的数据库和关系加意向锁
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常用意向锁
意向共享锁 (Intent Share Lock，简称 IS锁 )
意向排它锁 (Intent Exclusive Lock，简称 IX锁 )
共享意向排它锁 (Share Intent Exclusive Lock，
简称 SIX锁 )
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意向锁（续）
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 。
例如：事务 T1要对 R1中某个元组加 S锁,则要首先对关系 R1和数据库加 IS锁
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意向锁（续）
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。
例如：事务 T1要对 R1中某个元组加 X锁，则要首先对关系 R1和数据库加 IX锁
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意向锁（续）
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。
例：对某个表加 SIX锁，则表示该事务要读整个表（所以要对该表加 S锁），同时会更新个别元组（所以要对该表加 IX锁）。
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意向锁（续）
意向锁的相容矩阵
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意向锁（续）
锁的强度
锁的强度是指它对其他锁的排斥程度
一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之则不然
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意向锁（续）
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例如：事务 T1要对关系 R1加 S锁
要首先对数据库加 IS锁
检查数据库和 R1是否已加了不相容的锁 (X或 IX)
不再需要搜索和检查 R1中的元组是否加了不相容的锁 (X锁 )
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意向锁（续）
具有意向锁的多粒度封锁方法
提高了系统的并发度
减少了加锁和解锁的开销
在实际的数据库管理系统产品中得到广泛应用
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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
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11.7 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
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小结（续）
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
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小结（续）
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
An Introduction to Database System
小结（续）
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
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下课了。。。
休息一会儿。。。
