chap12 事务处理.ppt

提纲 并发控制 基于锁的协议 两段锁协议 多粒度 封锁带来的问题 恢复 故障 日志 恢复 封锁的定义 封锁就是一个事务对某个数据对象加锁，取得对它一定的控制，限制其它事务对该数据对象使用 要访问一个数据项R，事务Ti必须先申请对R的封锁，如果R已经被事务Tj加了不相容的锁，则Ti需要等待，直至Tj释放它的封锁 封锁的类型 排它锁（X锁，eXclusive lock） 事务T对数据对象R加上X锁，则其它事务对R的任何封锁请求都不能成功，直至T释放R上的X锁；又称写锁 申请对R的排它锁：lock-X(R) 共享锁（S锁，Share lock） 事务T对数据对象R加上S锁，则其它事务对R的X锁请求不能成功，而对R的S锁请求可以成功；又称读锁 申请对R的共享锁： lock-S(R) 封锁的相容矩阵 两阶段封锁协议 Two-Phase Locking Protocol 两阶段封锁协议内容 增长阶段(Growing Phase) 事务可以获得锁，但不能释放锁 缩减阶段(Shrinking Phase) 事务可以释放锁，但不能获得锁 示例 lock-S(A)…lock-S(B)…lock-X(C)…unlock(A)… unlock(C)…unlock(B)遵从两段锁协议 lock-S(A)…unlock-S(A)…lock-S(B)…lock-X(C)… unlock(C)…unlock(B)不遵从两段锁协议 两阶段封锁协议 封锁点：事务获得其最后封锁的时间 事务调度等价于和它们的封锁点顺序一致的串行调度 令{T0, T1, …,Tn}是参与调度S的事务集，如果Ti对数据项R加A型锁，Tj对数据项R加B型锁，且comp(A, B)=false，则称Ti先于Tj，记作Ti?Tj，得到一个优先图 设ti是Ti的封锁点，若Ti?Tj，则titj 若{T0, T1, …,Tn}不可串行化，则在优先图中存在环，不妨设为T0?T1?…?Tn?T0，则t0t1…tnt0，矛盾 锁持有期 保持到事务结束时才释放的锁称作长锁 在事务中途就可以释放的锁称作短锁 锁持有期 锁持有期 锁持有期 锁转换 带有锁转换的两段锁协议 增长阶段 可获得lock-S 可获得lock-X 可将lock-S升级为lock-X (upgrade) 缩减阶段 可释放lock-S 可释放lock-X 可将lock-X降级为lock-S (downgrade) 更新锁 更新锁（U锁，Update lock） 在锁转换中,一个更新事务读取数据项Q，获取Q上的S锁，然后修改行，此操作要求锁转换为X锁。如果两个事务都获得了Q上的S锁，然后试图同时更新数据，则一个事务尝试将S锁转换为X锁，由于另一个事务持有Q上的S锁，所以发生锁等待。同样第二个事务也试图将其S锁升级为X锁以便进行更新，需要等待第一个事务释放Q上的锁，从而导致两个事务都无法进行，因此发生死锁。 当一个事务查询数据以便要进行修改时，可以对数据项施加更新锁，如果事务修改资源，则更新锁会转换为排它锁。一次只有一个事务可以获得资源上的更新锁，它允许其它事务对资源的共享式访问但阻止排他式的访问。 更新锁 封锁粒度 封锁对象 属性值、属性值集合、元组、关系、某索引项、整个索引、整个数据库;物理页、块 封锁粒度大，则并发度低，封锁机构简单，开销小. 封锁粒度小，则并发度高，封锁机构复杂，开销高. 理想的情况是只封锁与规定的操作有关的的数据对象，称之为事务的完整性相关域. 封锁粒度 在一个系统中同时存在不同大小的封锁单元供不同的事务选择使用是比较理想的。而选择封锁粒度时必须同时考虑封锁机构和并发度两个因素，对系统开销与并发度进行权衡，以求得最优的效果。一般说来，需要处理大量元组的用户事务可以以关系为封锁单元；需要处理多个关系的大量元组的用户事务可以以数据库为封锁单元；而对于一个处理少量元组的用户事务，可以以元组为封锁单位以提高并发度。 封锁粒度 封锁粒度 意向（预约）封锁 在分层封锁中，封锁了上层节点就意味着封锁了所有内层节点。如果有事务T1对某元组加了S锁，而事务T2对该元组所在的关系加了X锁，因而隐含地X封锁了该元组，从而造成矛盾 引入意向锁I（Intend）：当为某节点加上I锁，表明其某些内层节点已发生事实上的封锁，防止其它事务再去显式封锁该节点 I锁的实施是从封锁层次的根开始，依次占据路径上的所有节点，直至要真正进行显式封锁的节点的父节点为止 封锁粒度 封锁粒度 IS锁 如果对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔节点拟（意向）加S锁 例如，要对元组加S锁，则首先要对关系和数据库加IS锁 IX锁 如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔节点拟（意向）加X锁 例如，要对元组加X锁，则首先要对关系和数据库加IX锁 封锁粒度 封锁粒度