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* * 第 13 讲 数据库的并发控制 数据库技术 问题的提出：数据库是一个共享资源，应该允许多个用户程序并行地存取数据，当对数据库进行并行操作时，有可能出现数据不一致的情况。 并行操作：在单处理机系统中，事务的并行执行实际上是这些并行事务的操作轮流交叉进行。 1、概念 考虑飞机订票系统。设有两个订票点，机票余票A=15。 取A=15 修改A=A-1 写回数据库A=14 取A=15 修改A=A-1 写回数据库A=14 T 前面示例可表示为： 事务T1 取A=15 修改A=A-1 写回数据库A=14 事务T2 取A=15 修改A=A-1 写回数据库A=14 T 不加控制的并发存取会产生以下几种错误。 1)丢失修改（lost updates） 事务T1 取A=15 修改A=A-1 写回数据库A=14 事务T2 取A=15 修改A=A-1 写回数据库A=14 T 解决办法是在T1完成之前，禁止T2读A。 2)读-写依赖(Read-Write Dependency) 设A代表客户存款余额，B代表已取款数，则A+B应为开户时存款总数（A=1000，B=0）。 现在状态为：A=600，B=400。 事务T1 读A=600 读B=500 检查一致状态A+B=1100 事务T2 读A=600 修改A=600-100 写回数据库A=500 读B=400 修改B=400+100 写回数据库B=500 T 3)脏读(Dirty Read) 与上例相同，采用另外一种执行顺序。 事务T1 读A=500 读B=400 检查一致状态A+B=900 事务T2 读A=600 修改A=600-100 写回数据库A=500 读B=400 修改B=400+100 写回数据库B=500 T 4)未释放修改造成连锁退出 事务T1 读A=100 修改A=100+100 写回数据库A=200 发现错误，恢复A为100 事务T2 读A=200 读B=10 修改B=A+B 写回数据库B=210 连锁恢复B T 2、并发控制技术原理 并发控制的主要技术是封锁（Locking） 封锁就是事务T在对某个数据对象（如表、记录）进行操作之前，先向系统请求加锁。加锁后，事务T就对该数据对象有了控制权，在事务T 释放它的锁之前，其他事务不能更新此数据。 封锁的类型：排它锁(Exclusive Locks 简称X锁，又称 写锁) 共享锁(Share Locks 简称S锁，又称读锁) 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，其他事务不能再对A加锁。 若事务T对数据对象A加上S锁，则只允许T读取A，但不能修改A，其他事务只能再对A再加S锁，而不能加X锁。 在运用X锁和S锁时，必须遵守一定的规则 ( 称为封锁协议 ) 。 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。 一级封锁协议可以防止丢失修改。 二级封锁协议：一级封锁协议+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。 二级封锁协议可以进一步防止读“脏”数据。 三级封锁协议：一级封锁协议+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。 三级封锁协议可以更进一步防止读-写依赖。 并发控制 1级封锁协议 BEGIN 长X锁 EOT Lock-X(A); read (A); A := A - 1 write(A); commit； Unlock (A) Lock-X(A) wait read (A); A := A ? 1; write(A)； commit； Unlock (A) T1 T2 2级封锁协议 BEGIN 短S锁 长X锁 EOT Lock-S(A) ; Lock-S(B) ; wait read (A) ; read (B) ; Lock-X(A) Lock-X(B) read(A); A := A ? 100; write(A)； read (B) B :=B + 100 ; write (B) commit； Unlock (A) Unlock (B) T1 T2 并发控制 3、死锁的预防和解除 P270