数据库系统概念（机械工业出版社，第六版）复习——第十二章：事务管理

第十二章 事务管理

 

事务定义

事务是访问并可能更新各种数据项的一个程序执行单元。

这些操作要么都做，要么都不做，是一个不可分割的工作单位。例如银行转账

SQL中事务的定义

       Commitwork表示提交，事务正常结束。

       Rollbackwork表示事务非正常结束，撤消事务已完成的操作，回滚到事务开始时状态。

Read(X) and write(X)

read(X)：从数据库传送数据项X到事务的工作区中

write(X)：从事务的工作区中将数据项X写回数据库

事物特性（ACID）

原子性(Atomicity)

       事务中包含的所有操作要么全做，要么全不做。原子性由恢复系统实现。

一致性(Consistency)

       事务的隔离执行必须保证数据库的一致性。事务开始前，数据库处于一致性的状态；事务结束后，数据库必须仍处于一致性状态；事务的执行过程中可以暂时的不一致。数据库的一致性状态由用户来负责，由并发控制系统实现。

如银行转账，转账前后两个帐户金额之和应保持不变。

隔离性(Isolation)

       系统必须保证事务不受其它并发执行事务的影响。对任何一对事务T1，T2，在T1看来，T2要么在T1开始之前已经结束，要么在T1完成之后再开始执行。隔离性通过并发控制系统实现。

持久性(Durability)

       一个事务一旦提交之后，它对数据库的影响必须是永久的。系统发生故障不能改变事务的持久性。持久性通过恢复系统实现。

事务状态图

并行VS串行

基本比较：

并行事务会破坏数据库的一致性，串行事务效率低。

并行的优点：

一个事务由不同的步骤组成，所涉及的系统资源也不同。这些步骤可以并发执行，以提高系统的吞吐量(throughput)。

系统中存在着周期不等的各种事务，串行会导致难于预测的延迟。如果各个事务所涉及的是数据库的不同部分，采用并行会减少平均响应时间(average response time)。

核心问题：

       在保证一致性的前提下最大限度地提高并发度。

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）

丢失数据

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。

不可重复读

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。

三类不可重复读：

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，发现某些记录神秘地消失了。

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。

后两种不可重复读有时也称为幻影现象（phantomrow）。

读“脏”数据

事务1修改某一数据，并将其写回磁盘，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。

事务调度

事务的执行顺序称为一个调度(schedule)，表示事务的指令在系统中执行的时间顺序。

当并行调度等价于某个串行调度时，则称它是正确的。

冲突可串行化

冲突指令：

当两条指令是不同事务在相同数据项上的操作，并且其中至少有一个是write指令时，则称这两条指令是冲突的。

冲突等价：

       如果调度S可以经过一系列非冲突指令交换转换成调度S'，则称调度S与S'是冲突等价的(conflictequivalent)。

冲突可串行化：

       当一个调度S与一个串行调度冲突等价时，则称该调度S是冲突可串行化的(conflict serializable)。

冲突可串行化判定：优先图。

可恢复调度(Recoverable Schedule)

事务的恢复：

一个事务失败了，应该能够撤消该事务对数据库的影响。如果有其它事务读取了失败事务写入的数据，则该事务也应该撤消。

可恢复调度：

对于每对事务T1与T2，如果T2读取了T1所写的数据，则T1必须先于T2提交。

无级联调度

级联调度：

由于一个事务故障而导致一系列事务回滚。

无级联调度：

对于每对事务T1与T2，如果T2读取了T1所写的数据，则T1必须在T2读取之前提交。

<注>无级联调度必是可恢复调度

事务隔离性

按照隔离级别从低到高的顺序：

未提交读：允许读取未提交数据。（当事务A更新某条数据时，不容许其他事务来更新该数据，但可以读取。）

已提交读：只允许读取已提交数据，但不要求可重复读。（当事务A更新某条数据时，不容许其他事务进行任何操作包括读取，但事务A读取时，其他事务可以进行读取、更新。）

可重复读：只允许读取已提交数据，而且一个事务两次读取一个数据项期间，其他事务不得更新该数据，但是该事务不要求与其他事务可串行化。

可串行化：保证可串行化调度。

隔离级别	肮脏读取	不可重复读取	幻象读取
未授权读取	可能发生	可能发生	可能发生
授权读取	-	可能发生	可能发生
可重复读取	-	-	可能发生
可序列化	-	-	-

并发机制

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。

锁

基本封锁类型：

排它锁（exclusive lock，简记为X锁）

共享锁（Share lock，简记为S锁）

共享锁

共享锁又称为读锁。若事务T对数据对象Q加上S锁，事务T可读但不能写Q，其它事务只能再对Q加S锁，而不能加X锁，直到T释放Q上的S锁。

排它锁

排它锁又称为写锁。若事务T对数据对象Q加上X锁，则事务T既可以读又可以写Q，其它任何事务都不能再对Q加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。

死锁

活锁（饿死）

饥饿/饿死：

不断出现的申请并获得S锁的事务，使申请X锁的事务一直处在等待状态。

饥饿的防止：

对申请S锁的事务，如果有先于该事务且等待的加X锁的事务，令申请S锁的事务等待。

保证可串行性的封锁协议（两阶段封锁协议）

定义：每个事务分两个阶段提出加锁和解锁申请。

增长阶段(growing phase)：事务可以获得锁，但不能释放锁。

缩减阶段(shrinking phase)：事务可以释放锁，但不能获得新锁。

封锁点(lock point)：事务最后加锁的位置，称为事务的封锁点, 记作Lp(T)。

并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并行调度策略都是可串行化的。所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的。

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。可串行化的调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议。

两阶段封锁协议不保证不会发生死锁。

严格两阶段封锁协议：除了要求封锁是两阶段之外，还要求事务持有的所有排他锁必须在事务结束后，方可释放。

强两阶段封锁协议：事务提交之前，不得释放任何锁。在强两阶段封锁协议下，事务可以按其结束的顺序串行化。

锁转换

Upgrade：从共享锁提升为排他锁

Downgrade：从排他锁降级为共享锁

锁升级只能发生在增长阶段，锁降级只能发生在缩减阶段。

多粒度封锁的必要性

事务访问数据的粒度不同

DB、Table、Tuple、…

单一封锁粒度的问题

封锁粒度大：并发性低

封锁粒度小：访问大粒度数据加锁量巨大

多粒度封锁

根据访问数据的粒度，确定封锁的粒度

以求加锁量有限，并可获得最大的并发性

多粒度封锁的基本原则

大粒度数据由小粒度数据组成；

允许对不同粒度数据进行封锁；

事务对大粒度数据加锁，隐含地对组成大粒度数据的所有小粒度数据加锁。

多粒度层次结构

多粒度层次树，子节点表示的数据是父节点表示数据的一部分。

意向锁(intention lock mode)

如果一个节点加上了意向锁，则意味着要在树的较低层进行显示加锁。

在一个节点显式加锁之前，该结点的全部祖先均加上了意向锁。

事务判定是否能够成功地给一个结点加锁时，不必搜索整棵树。

多粒度封锁相容矩阵

共享意向锁（IS）/排他意向锁（IX）/共享排他意向锁（SIX）

多粒度封锁协议

遵从锁的相容矩阵；

根结点必须首先加锁，可以加任何类型的锁；

仅当Ti对Q的父结点持有IX或IS锁时，Ti对于结点Q加S或者Is锁；

仅当Ti对Q的父结点持有IX或SIX锁时， Ti对于结点Q加X、SIX、IX锁；

仅当Ti未曾对任何结点解锁时，Ti可以对结点加锁（两阶段的）；

仅当Ti当前不持有Q的子节点的锁时，Ti可以对节点Q解锁。

特点：

增加了并发行，减少了锁开销。

适应范围：

只存取几个数据项的短事务，

由整个文件或一组文件形成报表的长事务。

基于时间戳的协议

时间戳排序协议的目标：

令调度冲突等价于按照事务开始早晚次序排序的串行调度。

时间戳排序协议的基本思想：

开始早的事务不能读开始晚的事务写的数据；

开始早的事务不能写开始晚的事务已经读过或写过的数据。

数据项时间戳

W-timestamp(Q)：表示成功执行write(Q)的所有事务的最大的时间戳。

R-timestamp(Q)：表示成功执行read(Q)的所有事务的最大的时间戳。

注意：不是最后执行Read(Q)的事务的时间戳

例如：TS(T1)=1;TS(T2)=2;

               T2:read(Q)  //r-ts(Q)=2

               T1:read(Q)  //r-ts(Q)=2  (≠1!)

时间戳排序协议性质和特点

保证冲突可串行化；

冲突可串行化的调度不一定能被时间戳排序协议调度出来；

无死锁；

存在饥饿/饿死现象(事务可能被反复回滚、重启)；

不能保证可恢复性(可以扩展协议以保证可恢复性，如跟踪提交依赖等)。

Tomas写规则

基于有效性检查的协议

每个事务Ti在其生存期中按两个或三个阶段执行：

1、读阶段：各数据项值被读入，并保存在事物Ti的局部变量中。

2、有效性检查阶段：判断是否可以将write操作所更新的临时局部变量值复制到数据库而不违反可串行性。

3、写阶段：若事务Ti已经通过有效性检查，进行实际的数据库更新，否则，回滚。

为了进行有效性检测测试，需要知道事务Ti的各个阶段何时进行，设立三个时间戳：

1、Start(Ti)：事务Ti开始执行的时间。

2、Validation(Ti)：事务Ti完成读阶段并开始其有效性检查阶段的时间。

3、Finish(Ti)：事务Ti完成写阶段的时间。

数据恢复

基于日志的恢复