冲突等价(ConflictEquivalence) 可串行化调度(Serializable Schedules)

事务

事务(transaction)是在数据库上执行的一个或多个操作构成的序列，用来完成数据库系统的高级功能。

SQL事务语句

1. 事务启动(start):BEGIN;

2. 事务提交(commit):COMMIT;
   将事务对数据库的修改持久地写到数据库中

3. 事务中止(abort):ROLLBACK;

• 将事务对数据库的修改全部撤销(undo)，就像事务从未执行过

• 事务可以中止自己，也可以被DBMS中止

事务的ACID性质(The ACID Properties)

原子性(Atomicity): “all or nothing”

1. 事务的操作要么全部执行，要么一个也不执行

2. 事务的执行只有两种结局

• 执行完所有操作后提交⇒不破坏原子性
• 执行了部分操作后中止⇒破坏原子性

1. DBMS保证事务的原子性

中止事务(abortedtxn)执行过的操作必须撤销(undo)

一致性(Consistency): “it looks correct to me”

如果事务的程序正确，并且事务启动时数据库处于一致状态(consistent state)，则事务结束时数据库仍处于一致状态

• 用户(user)保证事务的一致性（别写错程序）

隔离性(Isolation):“as if alone”

一个事务的执行不受其他事务的干扰

多个事务的执行有2种方式

• 串行执行(serial execution) ⇒ 不破坏隔离性

• 交叉执行(interleaving execution) ⇒ 可能破坏隔离性

DBMS保证事务的隔离性

• 并发控制(concurrency control):确定多个事务的操作的正确交叉执行顺序

持久性(Durability):“survive failures”

1. 事务一旦提交，它对数据库的修改一定全部持久地写到数据库中

2. 故障(failure)导致事务对数据库的修改有4种结果

• 提交事务的修改已全部持久存储 ⇒不破坏持久性
• 提交事务的修改仅部分持久存储 ⇒破坏持久性
• 中止事务的修改有些已持久存储 ⇒破坏持久性
• 中止事务的修改未持久存储 ⇒不破坏持久性

1. DBMS保证事务的持久性

• 重做(redo)提交事务对数据库的修改
• 撤销(undo)中止事务对数据库的修改

并发控制

基本概念

1. 数据库(database):固定的数据对象集合

• 数据对象是个抽象概念，可以是属性值、元组、页、关系或数据库
• 数据对象又称数据库元素(database element)
• 我们先不考虑数据的插入和删除

1. 事务(transaction):数据库对象的读/写操作序列

• 事务可以在数据库上进行很多操作，但DBMS只关心事务对数据对象的读/写操作

调度(Schedules)

调度(schedule)是一个或多个事务的重要操作的序列。

串行调度(Serial Schedules)

如果一个调度中不同事务的操作没有交叉(interleave)，则该调度是串行调度(serial schedule)。

非串行调度(Nonserial Schedules)

不是串行调度的调度称为非串行调度(nonserial schedule)。

调度的正确性(Correctness of Schedules)

每个事务孤立执行(executedinisolation)，都会将数据库从一种一致性状态(consistent state)变为另一种一致性状态。

任意串行调度都能保持数据库的一致性

非串行调度可能会破坏数据库的一致性

异常(Anomalies)

非串行调度会导致事务的异常行为(anomaly behavior)，从而破坏数据库的一致性

脏写(Dirty Writes)

T1提交之前，T1写入的值已被T2覆盖。

脏读(Dirty Reads)

不可重复读(Unrepeatable Reads)

• T2更改了已被T1读取的A的值，并且T2提交。

• 如果T1再次尝试读取该值A，T1也会得到不同结果，即使T1没有修改A值。

  

幻读(Phantoms)

等价调度(Equivalent Schedules)

如果两个调度在任意数据库实例上的效果都相同，则等价(equivalent)。

可串行化调度(Serializable Schedules)

如果一个调度等价于某串行调度，则该调度是可串行化调度(serializableschedule)

优点

缺点

1. 可串行化调度的并发度低

2. 在某些场景下，并发事务不需要严格隔离

• 一个事务对部分对象的修改可以暴露(expose)给对其他并发事务

• 弱隔离级别(weakerisolationlevel)可以提高系统的并发度

隔离级别(Isolation Levels)

在不同隔离级别下，一个事务修改过的对象的值对其他并发事务的可见程度不同

• 可以在事务开始前设置事务的隔离级别

SETTRANSACTIONISOLATIONLEVEL;

读未提交(ReadUncommitted)

未提交事务(uncommittedtxn)所做的修改对其他事务可见

读提交(ReadCommitted)

只有已提交的事务(committedtxn)所做的修改才对其他事务可见。
 

可重复读(RepeatableRead)

如果一个事务不修改对象X的值，则该事务在任何时候读到的X值都等于事务启动时读到的X值。
 

可串行化(Serializable)

并发控制串行化

冲突可串行化

支持可串行化隔离级别的DBMS实施(enforce)的都是冲突可串行化

• 冲突可串行化比一般可串行化的条件更严

• 冲突可串行化更便于在DBMS中实施

冲突(Conflicts)

两个操作冲突(conflict)，如果

• 这两个操作属于不同的事务
• 这两个操作涉及相同的对象，且至少一个操作是写

写-写冲突

写-写冲突可能导致脏写(dirtywrite)

写-读冲突

写-读冲突可能导致脏读(dirty read)

读-写冲突

读-写冲突可能导致不可重复读(unrepeatable read)

冲突等价(Conflict Equivalence)

两个调度冲突等价(conflictequivalent)，如果这两个调度涉及相同事务的相同操作

• 每一对冲突的操作在两个调度中的顺序都相同

  

冲突可串行化调度

如果一个调度冲突等价于某个串行调度，则该调度是冲突可串行化调度。

非冲突可串行化调度

1. 既然事务要满足事务的隔离性的原因是提高并行度

2. 非冲突可串行化调度

冲突可串行化调度

第1步: 将调度S表示为优先图(precedence graph)

• 每个顶点代表S中的一个事务

• 从事务Ti到事务Tj有一条有向边(arc)，如果Ti的某个操作oi和Tj的某个操作oj冲突，并且oi在S中先于oj

第2步: S是冲突可串行化调度，当且仅当其优先图没有环(acyclic)

• 优先图顶点的任意拓扑序(topologicalorder)表示了一个与S冲突等价的串行调度
   

  

视图可串行化

视图可串行化是比冲突可串行化更弱的概念

• 测试和实施冲突可串行化很难
• 没有DBMS实施视图可串行化

两个调度S1和S2视图等价，如果

• 如果S1中事务T1读了对象A的初始值，则S2中T1也读了A的初始值
• 如果S1中事务T1读了事务T2修改过的A值，则S1中T1也读了T2修改过的A值
• 如果S1中事务T1写了A的最终值，则S2中T1也写了A的最终值

如果一个调度视图等价于某个串行调度，则该调度是视图可串行化调度(view serializable schedule)。

冲突可串行化vs视图可串行化

冲突可串行化调度一定是视图可串行化调度

视图可串行化调度不一定是冲突可串行化调度

• 视图可串行化但非冲突可串行化的调度一定包含盲写(blind write)

并发控制协议

并发控制协议用于对并发事务实施正确的(运行时)调度，而无需预先确定整个(静态)调度

1. 悲观(pessimistic)并发控制协议

• 假定冲突很多
• 不允许任何冲突发生

1. 乐观(optimistic)并发控制协议

• 假定冲突很少
• 冲突发生了，再去解决

注意问题

1. 事务结束
2. 事务commit ：事务结束
3. 事务Abort ：事务终止
4. 正确的调度：可串行化调度
5. 不一定
6. 为了提高并发度
7. 可以
8. 为了方便实验

Lock-based Concurrency ControlLocks

锁

用锁(lock)来保护数据库对象

• 事务Ti只有获得了对象A的锁，才能操作A

• 如果事务Ti请求了对象A的锁，但并未获得，则Ti开始等待，直至获得A的锁为止

• 如果事务Ti已经获得了对象A的锁，则在Ti完成对A的操作后，Ti必须释放A的锁

使用锁的并发事务执行

LOCK(A): 请求对A加锁。

UNLOCK(A): 释放A的锁。

锁的类型(LockTypes)

共享锁(shared lock)/S锁(S-lock)

• 事务Ti只有获得了对象A的共享锁，才能读A

互斥锁(exclusive lock)/X锁(X-lock)

• 事务Ti只有获得了对象A的互斥锁，才能写A。Ti 获得了A的互斥锁后，亦可读A。

锁的相容性

如果对象A上有事务Ti加的共享锁，则事务Tj还可以对A加共享锁，但不可以对A加互斥锁

• 否则产生读-写冲突

如果对象A上有事务Ti加的互斥锁，则事务Tj对A既不能加共享锁，也不能加互斥锁

• 否则产生写-读冲突或写-写冲突

  

使用共享锁和互斥锁的并发事务执行

S-LOCK(A): 请求对A加共享锁

X-LOCK(A): 请求对A加互斥锁

Lock-based Concurrency Control Two-Phase Locking

两阶段锁

每个事务的执行分为两个阶段

增长阶段(Growing Phase)

• 事务向锁管理器(lockmanager)请求需要的锁

萎缩阶段(Shrinking Phase)

• 事务释放它获得的锁，但不能再请求加锁

  

Lock-based ConcurrencyControlStrictTwo-PhaseLocking

级联中止(CascadingAborts)：一个事务中止可能会导致其他事务级联中止(cascading abort)。

严格调度不会引发级联中止。

严格两阶段锁

增长阶段(GrowingPhase)

• 与2PL的增长阶段相同

萎缩阶段(ShrinkingPhase)

• 当事务结束时，释放它获得的全部的锁

严格2PL保证生成严格的冲突可串行化调度，因而不会产生级联中止

Lock-basedConcurrencyControl Deadlocks

死锁(Deadlocks)

一组事务形成死锁(deadlock)，如果每个事务都在等待其他事务释放锁。

死锁的处理

措施1:死锁检测(DeadlockDetection)

• DBMS检测死锁是否发生
• 如果发生了死锁，则采取办法解除死锁

措施2:死锁预防(DeadlockPrevention)

• 预防死锁的发生

死锁检测(DeadlockDetection)

1. 方法1: 超时检测(Timeout)

• 如果在给定的时间内没有任何事务执行，则认为死锁发生

1. 方法2: 等待图(waits-forgraph)检测

• DBMS用等待图表示事务关于锁的等待关系
• DBMS定期检查等待图中是否存在环(cycle)
• 如果等待图中有环，则死锁发生

等待图

等待图(waits-forgraph)

• 顶点代表事务
• 如果事务Ti正在等待事务Tj释放锁，则存在从Ti到Tj的有向边(arc)

事务产生死锁当且仅当等待图中有环(cycle)

死锁解除

从等待图的环(cycle)中选择一个事务作为“牺牲品”，中止该事务。

选择“牺牲品”时需要考虑多种因素

• 事务的年龄/启动时间
• 事务的进度(已执行的查询数量)
• 事务获得的锁的数量
• 需要级联中止的事务数量

还要考虑事务“被牺牲”的次数，防止事务“饿死”(starvation)

死锁预防

当事务启动时，DBMS为事务分配一个唯一且固定的优先级(priority)

• 开始得越早，优先级越高

当事务Ti请求事务Tj拥有的锁而无法获得时，DBMS根据Ti和Tj的优先级来裁决如何处理T1和T2。

规则1: Wait-Die(“Old Waits for Young”)

• 如果Ti比Tj的优先级高，则Ti等待
• 否则，Ti中止

规则2: Wound-Wait(“Young Waits for Old”)

• 如果Ti比Tj的优先级高，则Tj中止
• 否则，Ti等待

两个规则不能混合使用

锁的效率问题

锁越多，管理锁的开销越大
一个事务访问1亿条元组，就需要加1亿把锁
在不合适的粒度上加锁会降低事务并发度
一个事务只需访问1条元组，却在整个关系上加锁
提高锁管理的效率尽可能少加锁
在合适的粒度上加锁

锁的粒度

意向锁

1. 意向共享锁(Intension-SharedLocks)/IS锁(IS-Locks)

• 对一个对象加IS锁表示要对该对象的某个(些)后裔加S锁

1. 意向互斥锁(Intension-ExclusiveLocks)/IX锁(IX-Locks)

• 对一个对象加IX锁表示要对该对象的某个(些)后裔加X锁或S锁

1. 共享意向互斥锁(SharedIntension-ExclusiveLocks)/SIX锁(SIX-Locks)

• 对一个对象加SIX锁表示要对该对象及其所有后裔加S锁
• 并且对该对象的某个(些)后裔加X锁

相容矩阵

多粒度锁协议

任何事务都要服从下列规则：
从最高级别对象开始加锁，加锁过程自顶向下
对一个对象加IS或S锁之前，必须先获得其父亲对象的IS锁
事务对一个对象加IX、SIX或X锁之前，必须先获得其父亲对象的IX锁
解锁过程自底向上

锁升级

如果一个事务已经请求了大量低级别对象上的锁，则DBMS动态地将这些锁升级为上一级别对象上的锁

• 减少锁的数量
• 选择合适的锁粒度

Lock-basedConcurrencyControl Phantoms

动态数据库

前面假设事务只执行读操作(read)和更新操作(update)

冲突可串行化调度只在固定的数据库上保证

如果事务还执行插入(insert)或删除(delete)操作，则可能出现幻读问题(phantomproblem)

幻读

原因: T1只能锁定t中id>1的元组，无法给不存在的元组加锁

谓词锁(PredicateLocks)

可以用谓词锁(predicatelock)来解决幻读问题。谓词锁的实现代价很高

• DBMS实际上经常使用next-key锁(next-keylock)

  

（教妹学数据库系统）（十一）并发控制 - it610.com