死锁和活锁

活锁：

简单描述：

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

解决方法：

采用先来先服务的策略

死锁：

简单描述：

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

死锁的预防：

• 一次封锁法

每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁

 

存在问题：

1.降低系统并发度

2.难于事先精确确定封锁对象

• 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。

 

存在问题：

1.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。

2.难以实现：很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象   

• 死锁的诊断与解除

1.超时法  2.事务等待法（如果事务等待图存在回路，则表示系统中出现了死锁）

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死锁的诊断与解除

解除死锁：处理死锁代价最小的事务，将其撤销释放，将其它事务继续运行

可串行化调度

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

DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果

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

（a）

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

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

 (b)

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

 

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

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

 

执行结果与(a)、(b)的结果都不同

是错误的调度

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

执行结果与串行调度(a)的执行结果相同

是正确的调度

 冲突可串行化调度

https://blog.csdn.net/lee18254290736/article/details/79531550            参考大佬的博客

 

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，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)

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

冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件 

 

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

可串行性

1.是并发事务正确调度的准则

2.一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认为是正确调度

 

两段封锁协议

事务含义：

1. 获得封锁，也称扩展阶段
2. 释放封锁，也称收缩阶段

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。（可冲突化串行调度也只是充分条件）

 

封锁粒度

含义：封锁对象（逻辑单元，物理单元）的大小

逻辑单元：属性值，属性值集，元组，关系，索引项，整个索引，整个数据库。。。。

物理单元：页（数据页，索引页），物理记录。。。。

封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关：

       1.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；

       2 .封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大（根节点是整个数据库，表示最大的数据粒度。叶节点是最小的）

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

       1.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

       2.需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单元

       3.只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位

 

隐式封锁（上级结点加锁）    和    显式封锁（数据对象本身直接加锁）    是多粒度封锁中一个数据对象的方式，效果相同

 

意向锁---提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率

对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁

常用意向锁：

1.意向共享锁（IS）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。

2.意向排他锁（IX）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。

3.共享意向排他锁（SIX）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）

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

具有意向锁的多粒度封锁方法优点：

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

 

 

v数据库的并发控制以事务为单位

v数据库的并发控制通常使用封锁机制

 

v活锁： 先来先服务

v 死锁：

预防方法

      Ø一次封锁法

      Ø顺序封锁法

死锁的诊断与解除

      Ø超时法

      Ø等待图法