系统实现技术Word文件下载.docx
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从A帐号——>
B帐号转10000元，既可定义一个事务。
A-10000
B+10000
3.隔离性（isolation）
一个事务的执行不能被其他事务打扰，在并发事务操作时，系统应保证与这些事务独执行时结果一样。
4.持久性（durability）
一个事务一旦完成全部操作后，它对DB的所有更新应永久反映在DB中。
即使以后系统发现故障，也应保留这个事务的结果。
上述四个性质分别有DBMS相应的子系统实现。
A:
由DBMS的事务管理子系统实现。
C:
由DBMS测试完整性约束自动完成。
I:
由DBMS的并发控制子系统实现。
D:
由DBMS恢复控制子系统实现。
对DB的访问是建立在读，写两个操作的基础上的
.read（x）:
把数据X从DB读到内存缓冲区
.write（x）:
把数据X从内存缓冲区写回DB
（在实际操作时，write（x）未必就写回DB很可能先暂存在系统缓冲区，然后再写回硬盘。
先假定write（x）写回磁盘。
）
举例说明事务的ACID性质：
例：
银行DB有转帐事务Ti,从帐号A转50元到帐号B
Ti:
read（A）
A:
=A-50
Write（A）
Read（B）
B=B+50
Write（B）
（1）原子性：
由事务的原子性保持事务的一致性，但事务的执行有一定的时间，在某一个时刻会不一致，是正常的
（2）一致性：
A-50,B+50A+B的和不变
（3）隔离性：
在A-50后，突然插入一个事务来计算A+B，那肯定会不对，这就要由DBMS的并发控制来控制。
（4）持久性：
事务正确执行后，仍长期保存，不能丢失
7.1.3事务的状态变迁
read/write
beginendcommit
transactiontransaction
abort
rollback
1、活动状态：
事务开始执行，即进入“活动”状态，在活动状态执行对DB进行读/写，但“写”并不立即写到硬盘，可暂存在系统缓冲区。
2、提交
事务执行完后，进入该状态，但对DB的修改很可能在缓冲区内，所以事务并未真正结束。
3、失败
两种没有运行到事务的最后一个语句就中止
事务的修改未写到硬盘
4、异常中止
在“失败”状态的事务，很可能对硬盘的数据进行了一部分修改，为了保证事务的原子性，应撤消undo，执行rollback回退到事务执行前的状态。
恢复子系统完成
在异常中止时：
重新启动事务：
由硬件等原因造成。
取消事务：
由事务内逻辑错误。
5、提交
在局部提交后，并发控制系统将检查该事务与并发事务是否发生干扰，通过检查后，系统执行commit。
把对DB的修改的全部写到硬盘，成功结束。
事务结束有两个状态：
commit
7.1.4事务的并发执行
为了提高事务的执行效率，使多个事务并发执行。
事务的执行次序称为“调度”。
如果多个事务依次执行，则称为事务的串行调度。
如果利用分时的方法同时处理多个事务，则称为事务的并发调度。
举例说明事务的并发执行，可能会带来DB的不一致性。
设事务T1从帐号A转100元到帐号B
T2从帐号A转10%的款到帐号B
T1:
read（A）T2:
read（A）
=A-100temp:
=A*0.1
Write（B）A:
=A-temp
Read（B）write（A）
B:
=B+100read（B）
Write（B）B:
=B+temp
Write（B）
设A.B的初值为2000，1000
第一种S1：
串行：
T1
T2
T1
Read（A）
=A-100
B:
=B+100
Temp:
A=1710B=1290
第二种S2：
W（A）
R（B）
W（B）
R（A）
A=1700B=1300
第三种S3：
并发调度：
r（A）
Temp=A*0.1
w（A）
r（B）
第四种S4：
并发
A=1900B=1200
如果有n个事务，串行调度有n!
中不同的有效调度（都正确）并行调度有远远＞n!
种调度，且有的并发调度是正确的（和串行调度之一相等即可）。
如何产生一个正确的并发调度，由DB的并发控制系统实现。
作业：
课后习题：
12
7.1.5并发事务的可串行化
从上例可以看出，有的并发调度可以保持DB的一致，有的则不行，涉及到一个概念——并发事务的可串行化。
下面讨论两种不同形式的等阶调度：
冲突可串行化
观察可串行化
1.冲突可串行化
设有两个事务Ti,Tj,其调度为S。
S中有两个相邻语句Ii和Ij（指read,write）分别来自Ti,Tj
第一：
如果Ii和Ij是对不同数据的操作，那么交换Ii和Ij次序，不影响调度执行的结果。
第二：
如果Ii和Ij是对同一数据的操作，则
（1）Ii=r（Q）Ij=r（Q）可忽视Ii.Ij的先后次序即：
可互换
（2）Ii=r（Q）Ij=w（Q）Ii.Ij互换后.Ii读Q可能就不一样即：
不能互换
（3）Ii=w（Q）Ij=r（Q）不能互换（同上）
（4）Ii=w（Q）Ij=w（Q）其次序直接影响DB中的值即：
Ii和Ij是并发事务Ti和Tj中的read、write语句，并在并发调度中相邻。
当Ii和Ij是对同一数据操作时，并且至少有一个write语句，我们称Ii.Ij是一对“冲突”语句，否则，为“非冲突”语句。
在调度S中，有一对相邻的语句是“非冲突”的，那么它次序可互换，且交换后产生的新调度S’和S等价，即产生相同的执行结果。
上例上的第三种情况S3（简化只留下r、w语句）
T2
R（A）
W（A）
R（A）
R（B）
W（B）
T1
同第一种，所以第三种S3和第一种S1是等价的。
如果调度S’从调度S通过交换一系列的非冲突语句得到，那么称S、S’是一对“冲突等价”的调度。
如果调度S某个串行调度是“冲突等价”，那么称调度S是“冲突可串行化”的调度。
第一种S1和第二种S2是“冲突等价等价”吗？
即：
T2的r（A）不可能换到T1的w（A）之前，所以两种情不一样。
有一并发调度T3、T4是“冲突可串行化”吗？
T3
T4
R（Q）
W（Q）
两邻语句不能互换即不能变为T3T4
T4T3
所以不是“冲突可串行化”
有一并发调度
从帐号A转100到帐号B
T5:
从帐号B转10到帐号A
设：
A=2000B=1000
T5
=B-10
=A+10
A=1910B=1090A=1910B=1090
这两种“调度”等价，但不是“冲突可串行化”
可见：
“冲突等价”的定义比“调度等价”的定义严格。
“冲突等价”一定是“调度等价”。
而“调度等价”不一定是“冲突等价”。
2、观察可串行化
比“冲突等价”的定义放宽一些。
定义在同样事务集上的两个调度设S、S’，如果满足下列三个条件，那么称S、S’是“观察等价”的调度。
（1）对每个数据项Q，如果事务Ti在调度S中读了Q的初值，那么事务Ti在调度S’也读Q的初值。
（2）对每个数据Q，如果在调度S中，事务Ti执行read（Q）操作，读了由事务Tj产生的Q值，那么在调度S`中，事务Ti也必须执行read（Q）操作，读由事务Tj产生的Q值。
（3）对每个数据项Q，如果在调度S中，最后执行W（Q）的事务是Ti，那么在S`中最后执行W（Q）也是Ti。
（1）
（2）可以保证在调度中每个事务读到同样的数据值，
（1）
（2）（3）可以导致DB的状态是一样的。
S1S2
S3
在S1中：
T1读A的初始，S2中T1不读A的初始。
所以S1，S2不是观察等价。
S1和S3比较。
（1）T1读A的初始值（S1，S3中）
B的初始值（S1，S3中）
（2）S1中，T2读由T1产生的A，B值。
S3中，T2读由T1产生的A，B值。
（3）S1中，最后执行W（A）、W（B）是T2。
S3中，最后执行W（A）、W（B）是T2。
所以S1和S3是“观察等价”。
如果调度S与某个串引调度是“观察等价”，那么称调度S是“观察可串行化”的调度。
S3为：
观察可串行化，也是“冲突可串行化。
T3
T4
T6
R（Q）
W（Q）
TK
S1是“观察可串行化”但S1不是“冲突可串行化”。
结论：
每个“冲突可串行化”的调度都是“观察可串行化”，但“观察可串行化”的调度不一都是“冲突可串行化”。
7.1.6并发事务的可恢复性
事务可能由于某种原因引起中止。
在事务并发执行时，当事务Ti中止执行时，还会引起依赖于Ti的事务Tj（即是Tj读了Ti写的数据）也必须中止。
故：
调度应满足“可恢复”和“无串接”。
1.可恢复调度
T7
T8
COMMIT
ROllBOOK
事务T7中止，但T8读了T7修改的数据A，引用了“未提交的数据”。
在调度中，如果存在某个事务Ti读了其他事务未提交的数据，随后事务Ti执行了commit，这种调度称为：
“不可恢复”的调度。
“可恢复调度”-------在调度中每一对事务Ti,Tj必满足:
如果事务Tj读了Ti写的数据值，那么Tj的commit必须满足Ti的commit之后。
2、无串接的回退调度
T9
T10
T11
如果T9中止（rollback），则T10，T11也必须回退（rollback）。
在一事务失败时，要引起一系列事务执行回退工作，这种回退称为“串接回退”。
“无连接后退”------对并发调度中每一对事务Ti、Tj都必须满足：
如果事务Tj读了事务Ti写的数据值，那么Ti的commit必须在Tj的读操作之前。
“可恢复”不是“无串接”
Commit
“可恢复”“无串接”
万一T1出错，不会使T1,T2,T3白白浪费执行；
且增加了系统的复杂度，因为T2，T3也要回退。
课后习题1213
（1）
（2）（3）
7.2数据库的并发控制
本节是本章的一个重要内容，是DB的一个实现技术，使学生举报DB，如果实现并发控制。
1、X，S锁。
封锁协议。
时标顺序协议。
●教学方法：
讲授，例子。
7.2.1DB的并发操作带来的问题
1.丢失更新的问题。
S1
A的初值=16
16
A：
=A-2
14
=A-1
15
事务T1对数据A的更新丢失，被T2覆盖。
2.不一致分析的问题（读了过时的数据）S2
A=50B=100
A=50
B=100
C：
=A+B
C=150
B：
=B*2
B=200
D：
D=250
T1要验算，A+B的值是否一致。
D=C？
T2读的是过时的数据。
3.依赖于未提交更新的问题。
（读“脏”数据）S3
C=100
R（C）
=C*2
C=200
W（C）
Rollback
T2读到了“脏”数据。
这些问题需要用并发控制来完成，
封锁协议技术
时标协议技术
乐观方法
7.2.2封锁（locking）
封锁是并发控制的一个非常重要的技术。
基本封锁有两种类型：
排它锁（exclusivelocks,简称X锁，又称写锁）和共享型锁（sharelocks,简称S锁，又称读锁）。
X锁：
如果事务T对某个数据（数据项、记录……DB）实现X封锁，那么其他事务要等T解除X封锁之后，才能对这个数据进行封锁。
S锁：
如果事务Ti对某数据有一个S封锁，那么其他事物Tj也能对这个数据实现S封锁。
但不能对其实现X封锁。
TiTj
X
S
—
N
Y
7.2.3封锁协议
运用X和S锁，对数据加锁时，还要约定一些规则（如：
何时申请、持续时间、何时释放），这些规则称为封锁协议。
1、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。
或：
任何企图更新记录R的事务必须先执行：
“Lock-x（R）”操作可获取对该记录进行寻址的能力，并对它获取x封锁，如果未获取X封锁，那么这个事务进入等待状态，一直到获取X锁，事务才继续它。
对丢失问题的解决T1：
对A-2
T2：
对A-1
更新事务S1
LOCK—X（A）
WAIT
UNLOCK（A）
13
对于修改，删除操作，一级封锁协议适用。
对于插入操作，可以假定“INSERTR”本身就加了X锁。
一级封锁协议可以保证避免丢失更新，但不能避免可重复读和不读“脏”数。
因为仅仅读，不修改是不用加锁的。
S2还会出现不可重复读，S3还会出现读“脏”数。
2、二级封锁协议
一级封锁协议加上事务T在读数据R之前必须先对其加S锁，读完后即释放S锁。
XLOCKC
SLOCKC
UNLOCKC
COMMIT
这就保证了事务不读“脏”数，但由于读完就释放锁，所以S3不能保证可重复读。
3、三级封锁协议
一级封锁协议加上事务T在读数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。
S2
XLOCKA
SLOCKB
XLOCKB
WAIT
D=150
UNLOCKA
UNLOCKB
100
三级封锁协议的实施，避免了本节开头提到的三类问题，即避免了丢失更新、读“脏”数和不可重复读。
P269表不同级别的封锁协议。
7.2.4活锁和死锁
1、活锁
T1，T2，T3…Tn个事务都要对A进行更新操作，假设T1先获取LOCK-X（A），待其执行UNLOCK（A）后T3获取LOCK-X（A）…使T2一直长期的处于等待状态，这种状态称为“活锁”
LOCK-X（A）
LOCK-X（A）
UNLOCK-X
LOCK–X（A）
活锁的预防，采取先来先服务的策略。
2.死锁
事务T1，T2都要对A，B进行更新操作，T1等待A的X锁T2等待B的X锁，每个事务都在等待对方事务解封锁，这种现象“死锁”。
LOCK-X（B）
3、死锁的预防
●一次封锁法：
要求每个事务必须一次把所使用的数据全部加锁，否则就不执行。
存在的问题：
扩大了封锁的范围，降低了系统的并发度；
数据库的数据是动态的，原本不要求封锁的数据在执行过程中，会变成
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