事務(wù)并并發(fā)事務(wù)引起的可串行基于鎖的并發(fā)控制協(xié)*活鎖與*多粒用以促

I/O與CPU等可以并行交叉運并發(fā)執(zhí)改善系統(tǒng)的資源利減少短事務(wù)的等待一個或多個事務(wù)的操作按時間排序的一個序用以促

事務(wù)并并發(fā)事務(wù)引起的可串行基于鎖的并發(fā)控制協(xié)*活鎖與*多粒用以促

讀臟數(shù)據(jù)（dirty臟數(shù)據(jù)(dirtydata)是對未提 寫數(shù)據(jù)的統(tǒng)稱若臟讀就造成了數(shù)據(jù)庫的致狀態(tài)，應(yīng)嚴(yán)。若臟讀帶來的影響足夠小，爾可讀一次臟數(shù)據(jù)，它可以提并發(fā)性，減少事務(wù)的等待時用以促

不可重復(fù)讀(unrepeatable兩次讀到的值兩次讀到的值在事務(wù)串行執(zhí)行時，不會出現(xiàn)此象的數(shù)據(jù)，以事務(wù)T1的兩事務(wù)修改了它用以促

丟失更新(lost由由兩個事務(wù)對同一數(shù)據(jù)地寫入引用以促

事務(wù)并并發(fā)事務(wù)引起的可串行基于鎖的并發(fā)控制協(xié)*活鎖與*多粒用以促

回顧：事務(wù)ACID特性中 性每個事務(wù)依次順序并行但事務(wù)之間并發(fā)執(zhí)行，DBMS調(diào)整事務(wù)的調(diào)度，使其運行果與一次只執(zhí)行一個事務(wù)的結(jié)果用以促

兩兩個串行調(diào)度的結(jié)果不同。但只果并不重用以促

可串行果相同DBMS認為事務(wù)串行調(diào)度的結(jié)果保持了數(shù)據(jù)庫的一致性，都是正確一個調(diào)度如果是可串行化的，系統(tǒng)認為其調(diào)度是一個正確的調(diào)持了數(shù)據(jù)庫的一致用以促

丟失更DBMS需要事務(wù)調(diào)如果將事務(wù)的并發(fā)執(zhí)行完全交給操作系統(tǒng)，則任何一種調(diào)度方式可能出有的調(diào)度能保持數(shù)據(jù)庫的一致，有的調(diào)度卻會產(chǎn)生錯誤的結(jié)DBMS必須對事務(wù)的運行加以控制，確保交叉調(diào)度完畢后的結(jié)果與某串行調(diào)度的結(jié)果相同，數(shù)據(jù)庫不會出現(xiàn)不一致的狀用以促

簡記WRITE簡寫為READ簡寫為WT(X)：事務(wù)T寫數(shù)據(jù)庫元素RT(X)：事務(wù)T讀數(shù)據(jù)庫元素S表示一個調(diào)度調(diào)度(事務(wù)序列)表示S=R1(A)R2(A)W1(A)W2(A)R2(B)R1(B)W2(B)用以促

指 讀相同數(shù)據(jù)：若事務(wù)Ti和Tj都 讀寫相 寫相同數(shù)據(jù) 讀寫不同數(shù)據(jù)：示S=R1(A)R2(A)W1(A)W2(A)R2(B)R1(B)W2(B)T2事務(wù)的READ（A）與T1事務(wù)的WRITE（A） 指T1事務(wù)的READ（A）與T2事務(wù)的READ（A）指令是 調(diào)調(diào)度中兩個事務(wù)發(fā)，必須用以促

令的執(zhí)行順序，得到一個新的調(diào)度S′。稱調(diào)度S與調(diào)度 等價的equivalent）若一個調(diào) 等價于一個串行調(diào)度，則該調(diào)度 可串行化的示調(diào)度S=R1(A)W1(A)R2(A)W2(A)R1(B)W1(B)R2(B)R1(B)與W2(A)指令 ，可以交換執(zhí)行順序R1(B)與R2(A)指令 ，可以交換執(zhí)行順序W1(B)與W2(A)指令 ，可以交換執(zhí)行順序W1(B)與R2(A)指令 ，可以交換執(zhí)行順序促調(diào)度S’=R1(A)W1(A)R1(B)W1(B)R2(A)W2(A)R2(B)促調(diào)度S’是一個串行調(diào)調(diào)度S等價于串行調(diào)度S’，可串行化可串行是可串行性的充分調(diào)度運調(diào)度運行結(jié)果與串行度T1→T2→T3的運行果是一致的，但調(diào)度是可串用以促

視圖等 調(diào)度S1和調(diào)度S2不是視圖等價調(diào)度S1中T2的A值是事務(wù)T1修改調(diào)度S2中T2的A值是事務(wù)T1修改前的值用以促

示數(shù)數(shù)據(jù)庫中藥品A、B的最終狀態(tài)都是由事務(wù)T2寫入的事務(wù) 的事務(wù) 的都是數(shù)據(jù)庫的初始事務(wù) 的數(shù)據(jù)都是事務(wù)T1修改后的調(diào)度S和調(diào)度S’是視圖等價的，因為用以促

視圖可串行行化的 舉設(shè)調(diào)度S1=R1(A)W3(A)R2(B)經(jīng)過 調(diào)整，S2=R2(B)R1(A)W1(B)調(diào)度S1和調(diào)度S2 等價的又因為調(diào)度S2為一串行調(diào)度，因此調(diào)度S1 可串行化的對于調(diào)度S1和S2，事務(wù) 的A、事務(wù) 的B都是數(shù)據(jù)庫的始值；數(shù)據(jù)庫最終的A、B值都是由事務(wù)T3和T1寫入的因此，調(diào)度S1和S2是視圖可串行化用以促

判定一個調(diào)度是否 可串行化的，可以使用前圖（precedence若前驅(qū)圖中存在環(huán)，則表示調(diào)度S是不可串行化 撲排序得到調(diào)度S的一個等價的串行調(diào)度。前前驅(qū)圖是一個有向圖頂點代表調(diào)度S由Ti→Tj的邊表示在調(diào)度S中Ti和Tj之間存在一 指令并且Ti中的指令先于Tj中的指令執(zhí)行。用以促

示例S=R1(A)W1(A)R2(A)W2(A)R1(B)W1(B)R2(B)指令W1(A)在R2(A)前，W1(B)在R2(B)前，因此存在從T1到T2的示例S=R1(A)R2(A)W1(A)W2(A)R2(B)R1(B)W2(B)W1(A)在W2(A)之前，R1(B)在W2(B)之前，因此存在T1到T2的有向R2(A)在W1(A)之前，W2(B)在W1(B)之前，因此存在T2到T1的有向用以促

數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)要求所有的調(diào)度都是可恢復(fù)可恢復(fù)條件調(diào)度S中，事務(wù)Ti如了必須等事務(wù)Tj提交后才能提交用以促

事務(wù)在并行執(zhí)行過程中發(fā)生故障，還可個事務(wù)的級聯(lián)回假定T2事務(wù)A的值并修改還有T3事T2若事務(wù)T1發(fā)生故障時，后續(xù)的事務(wù)T2、T3、T4...都已提交，則務(wù)T1的回?zé)o級聯(lián)回滾的調(diào)度應(yīng)滿調(diào)度S中的每對事務(wù)Ti和Tj，事務(wù)Ti了事務(wù)Tj的數(shù)據(jù)，則事務(wù)Tj必須在Ti前提即調(diào)度臟數(shù)據(jù)用以促

事務(wù)并并發(fā)事務(wù)引起的可串行基于鎖的并發(fā)控制協(xié)*活鎖與*多粒用以促

先要對將執(zhí)行讀、寫操作的數(shù)據(jù)庫對象申請鎖，在獲得該據(jù)庫對象的控制權(quán)力后，才能進行相應(yīng)地讀、寫操作是實現(xiàn)數(shù)據(jù)庫并發(fā)控制的重 鎖管理器（lock事務(wù)執(zhí)行過程中鎖的申請和釋放由DBMS中的鎖管理器鎖管理 一張哈希表——鎖的事務(wù)。鎖表包含的信息包括：每個數(shù)據(jù)庫對象上已有的鎖的個鎖的類型以及一個指向申請鎖隊列的用以促

鎖的類共享鎖（S鎖）：如果事務(wù)Ti申請到數(shù)據(jù)項Q則Ti排它鎖（X鎖）：如果事務(wù)Ti申請到數(shù)據(jù)項Q的排它鎖，則可以讀數(shù)據(jù)項Q，也可以寫Q鎖的相用以促

當(dāng)事務(wù)需要操作數(shù)據(jù)項時，它向鎖管理的申請若申請的是一個共享鎖，且申請隊列為空，當(dāng)前數(shù)據(jù)項上沒有排它鎖，則鎖管理器授予鎖，并修改數(shù)據(jù)項的鎖若申請的是一個排它鎖，當(dāng)前也沒有其它的事務(wù)擁有該項上的鎖，則鎖管理器授予鎖，并修改數(shù)據(jù)項的鎖否則，申請的鎖不能馬上授予，鎖申請加入申請隊列，申鎖的事用以促

用以促

兩段鎖協(xié)議（two-phaselockingprotocol，2PL）是 增長階段（growingphase)：在對任何數(shù)據(jù)進行讀、寫操作之首先申請并獲得該數(shù)據(jù) 收縮階段（shrinkingphase)：在釋放一 后，事務(wù)不再申和獲得其它的任 兩段鎖協(xié)議是保 可串行化的充分條件，但該議不保證不發(fā)生死鎖用以促

兩段鎖協(xié)議的級每每個若T1事務(wù)在WRITE（B）時用以促

嚴(yán)格兩除要求滿足兩段鎖協(xié)議規(guī)定外，還要求事務(wù)的交之后釋放。解決級聯(lián)回滾避免了臟讀和丟失修改的問強兩階除要求滿足兩段鎖協(xié)議規(guī)定外，還要求事務(wù)的所有鎖都必須在事提交之后釋放進一步解決數(shù)據(jù)項不能重復(fù)讀的用以促

兩階段從兩段鎖協(xié)議到嚴(yán)格兩段鎖協(xié)議，再到強兩段鎖協(xié)議，事務(wù)持鎖的時間不斷增長。這不但保證事務(wù)的并發(fā)調(diào)度是但帶來的另一方面的問題是并發(fā)度的降低，以及死鎖出現(xiàn)可能目前，大多數(shù)的DBMS都采用嚴(yán)格兩段鎖協(xié)議或強兩段鎖協(xié)用以促

鎖的升級及更鎖的鎖的概率更新鎖只允許事數(shù)項而不能修改數(shù)據(jù)用以用以致學(xué)更新鎖用以促

事務(wù)并并發(fā)事務(wù)引起的可串行基于鎖的并發(fā)控制協(xié)*活鎖與*多粒用以促

活鎖解解決采用先來先服務(wù)的策略用以促

死死死鎖的兩種處理方一種是進行死鎖的預(yù)防，不讓并執(zhí)行的事務(wù)出現(xiàn)死鎖的狀一種是允許死鎖的發(fā)生，在死鎖現(xiàn)后采取措施解決，為此系統(tǒng)中增加死鎖的檢測及死鎖的解除用以促

順 一 要求事務(wù)在開始執(zhí)行前先申請到所需的所 ，如果有一沒有申請到，則事務(wù)中 用以促

時間先級越高。 Wait-die機制：若Ti優(yōu)先級較高，則Ti可以等待；否則中止事務(wù)TiWound-wait機制：若Ti優(yōu)先級較高，則中止Tj；否則Ti等待示例：假設(shè)事務(wù)T1、T2、T3的時間戳分別為5，10，20在Wait-die機制下 在Wound-wait機制下 用以促

超時現(xiàn)死鎖，此時該事務(wù)本身回滾并重啟。實現(xiàn)簡可能出等待多長時間合適難以把等待圖當(dāng)且僅當(dāng)?shù)却龍D中出現(xiàn)環(huán)路時，表示系統(tǒng)中存在死鎖用以促

死鎖的選擇一個或多個事務(wù)撤銷，釋放這個或這些事務(wù)擁有 撤銷事務(wù)的選為解除死鎖必須回滾處于死鎖狀態(tài)的部分事撤銷事務(wù)的選擇原則是事務(wù)撤銷所需的系統(tǒng)代價最事務(wù)撤銷的程全部回滾選中事務(wù)，然后重新開部分回滾選中事務(wù)，需 的事務(wù)運行狀態(tài)信息用以促

事務(wù)并并發(fā)事務(wù)引起的可串行基于鎖的并發(fā)控制協(xié)*活鎖與*多粒用以促

對象的大小稱 粒度數(shù)據(jù)庫的邏輯單位，如屬性、元組、關(guān)系、索、數(shù)據(jù)數(shù)據(jù)庫的物理單位，如頁、塊粒度對并發(fā)度和資源消耗 粒度小，則系統(tǒng)并發(fā)度高，資源消耗多 粒度大，則系統(tǒng)并發(fā)度低，資源消耗小不同事務(wù)可能需要不同的粒度，系用以促

意向鎖（intention如果對一個結(jié)點加意向鎖，則意味著要對該的所有子孫結(jié)點顯式加在一個結(jié)點顯式加鎖前，該結(jié)點的所有祖先結(jié)都應(yīng)加上意向用以促

意向鎖意向共