数据库系统---并发控制
多用户数据库系统：
飞机定票数据库系统与银行数据库系统
特点：在同一时刻并发运行的事务数可达数百上千个
多事务执行方式
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
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
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
最理想的并发方式，但受制于硬件环境
并发控制概述
事务是并发控制的基本单位
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
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）
并发控制的主要技术
封锁(Locking)
时间戳(Timestamp)
乐观控制法
多版本并发控制(MVCC)
封锁
基本封锁类型
排它锁（Exclusive Locks，简记为X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
共享锁（Share Locks，简记为S锁）
共享锁又称为读锁
若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改A，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
封锁协议
在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则，这些规则为封锁协议（Locking Protocol）。 包括：
何时申请X锁或S锁
持锁时间
何时释放
一级封锁协议
事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事务结束才释放
正常结束（COMMIT）
非正常结束（ROLLBACK）
一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。
在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据
使用封锁机制解决丢失修改问题
原问题：
使用一级封锁协议：
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写回到磁盘。避免了丢失T1的更新。
二级封锁协议
一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后即可释放S锁
修改数据前加X锁，读数据前加S锁
X锁：事务结束即释放
S锁：读完马上释放
二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。
在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。
使用封锁机制解决读“脏”数据问题
原问题：
使用二级封锁协议：
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
三级封锁协议
一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放
与二级封锁协议的区别：二级是短锁，读完即释放，三级是长锁，事务结束才释放。
三级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。
使用封锁机制解决不可重复读问题
原问题：
使用三级封锁协议：
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
三级协议的主要区别
封锁协议级别越高，一致性程度越高
活锁和死锁
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
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
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
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
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
存在问题：
但会降低系统并发度
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：
维护成本
数据库系统中封锁的数据对象极多，并且随数据的插入、删除等操作而不断地变化，要维护这样的资源的封锁顺序非常困难，成本很高。
难以实现
事务的封锁请求可以随着事务的执行而动态地决定，很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象，因此也就很难按规定的顺序去施加封锁
死锁的诊断与解除
在操作系统中广为采用的预防死锁的策略并不太适合数据库的特点
数据库管理系统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
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
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
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
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。
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
并发调度的可串行性
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