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  • 并发调度的可串行化
    2018-02-03 21:10:00

    可串行化:多个任务并发执行是正确的,当且仅当起结果与按某种次序串行执行这些任务时产生的结果一样,称这种调度策略为可串行化调度。

    冲突操作:不同任务对同一数据的读写操作和写写操作,其它任务都是不冲突的。

    冲突可串行化:冲突操作的顺序是不能调换的,不冲突操作可以调换顺序。这样的调换之后,调度仍然是串行的,所以叫冲突可串行化的调度。

    冲突可串行化是可串行化的充分条件,不是必要条件,所以冲突可串行化的一定是可串行化的调度,但是可串行化的调度不一定是冲突可串行化的调度,还有不满足冲突可串行化的客串性话调度。

    两段锁协议:满足1)一个任务对任何数据进行读、写之前,首先要获得对该数据的锁,2)释放一个锁之后,进入释放阶段,就不能再继续获得新的锁了。也就是说把锁的过程分为获得锁(扩展阶段)和释放锁(收缩阶段)两个阶段,且两个阶段没有重叠区。

    可以证明,遵循两段锁的调度是是可串行化调度的充分条件。

    转载于:https://www.cnblogs.com/JMLiu/p/8410761.html

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    内容主线:

    并发调度的可串行性

            DBMS对并发事务不固的调度可能会产生不同的结果,有正确的,有不正确的。显然串行调度是正确的。

            执行结果等价于串行调度的调度也是正确的,这样的调度叫做可串行化调度

            1、可串行化调度

            定义:

            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,称这种调度策略为可串行化(Serializable)的调度。

            可串行性(Serializability):

            并发事务正确调度的准则。按这个准则规定,一个给定的并发调度,当且仅当它是可串行化的,才认为是正确的调度。 

            例:

            现在有两个事务,分别包含下列操作:
            事务T1:读B;A=B+1;写回A
            事务T2:读A;B=A+1;写回B
            设A,B的初值均为2。
            (p317图11.7串行调度、可串行化的调度、不可串行化的调度) 

             2、冲突可串行化调度

            具有什么样性质的调度是可串行化的调度?如何判断某个调度是可串行化的调度?下面给出判断可串行化调度的充分条件
            设有两个事务Ti和Tj,其调度为S,S中有两个相邻的语句li和lj(指read(读)或write(写)语句),分别来自Ti和Ti。如果li和lj不同的数据操作,那么交换li和Ii的次序丝毫不影响调度执行的结果。当li和Ij对同一数据Q操作时,就不一定了。下面就li和Ij对同一数据进行操作,讨论其次序是否可交换

            (1)li=read(Q),j=read(Q)。

            此时事务Ti和Tj读到同样的Q值可忽视li和lj的先后次序

            (2)li=read(Q),Ij=write(O)。

            在调度S中,如果li在lj之前,那么Ti没有读到Tj中写回的Q值,如果lj在li之前,那么Ti读了Tj中写回的Q值。这样,li和lj的次序是很重要的。
            (3)li=write(Q),Ij=read(Q)。

            情况与(2)类似。
            (4)li=write(Q),Ij=write(Q)。

            由于li和lj都是写操作,因此对事务Ti和Tj都没有影响。但数据库中保存的是Ti和Tj后一个写操作的结果,因而li和lj的次序对调度S中中随后的read语句有影响。如果调度中没有其它写语句,那么li和lj的次序直接影响到事务结束后数据库中的值。 

            上面只有第(1)种情况中,与li和lj的先后次序无关,其它都有关系。

            定义:li和lj分别是并发事务Ti和Tj中的read或write语句,并在并发调度中相邻。当li和j是对同一数据操作时,并且致少有一个是write语句,我们称li和ij是一对“冲突”的语句,否则称为“非冲突”的语句。

            在调度S中,有一对相邻的语句是“非冲突”的语句,那么它们的先后次序可以交换。交换后产生的新调度S和S等价。  

            例:

    T1      T2  
    ①read(A)
    ②write(A)
    read(A)
    write(A)
    ⑤read(B)
    ⑥write(B)
    read(B)
    write(B)

            调度如下:

            Sc=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)

            w1(A)r2(A)此处:w1(A):事务T1 对A 写操作 r2(A) 事务T2 对A读操作  两者为相邻操作且同对A 操作,所以此时为冲突语句,顺序不可以交换!

            w2(A)r1(B)w1(B) :此时是对不同数据进行读写,不是冲突语句,所以此时可以交换顺序

            Sc=r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)

            S`c=r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A) r2(B)w2(B)

            将Sc中不冲突的调度的顺序进行调整,变成了S`c先执行事务T1 再执行事务T2,为串行调度
            在这个并发调度中,事务T1中的w1(A)和T2中的r2(A)是一对冲突的语句,次序不能交换。

            交换非冲突语句:

            [1]T2中的w2(A)和T1中的r1(B)w1(B)交换;

            [2]T2中的r2(A)和T1中的r1(B)w1(B)交换;

            等价于先执行T1后执行T2的串行调度

            定义:

            如果调度S`是从调度S通过交换一系列的非冲突语句得到,那么称S和S是一对“冲突等价”调度。如果调度S与某个串行调度是“冲突等价”,那么称调度S是“冲突可串行化”的调度。 

             冲突可串行化的调度:可以推出这个调度是可串行化的调度

            可串行化的调度:不能推出这个调度是冲突可串行化的调度

            两段锁协议

            为了保证并发调度的正确性,DBMS的并发控制机制必须提供一定的手段来保证调度是可串行化的。目前DBMS普遍采用两段锁(Two-Phase Locking,简称2PL)协议的方法实现并发调度的可串行性,从而保证调度的正确性。

            两段锁协议是封锁协议的一种。

            【封锁协议(LockingProtocol):

            在运用封锁方法时,对数据对象加锁时需要约定一些规则,例如何时申请封锁、持锁时间、何时释放封锁等。我们称这些规则为封锁协议

            约定不同的规则,就形成了各种不同的封锁协议。两段封锁协议是最常用的一种封锁协议,理论上已经证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度。】 

            两段锁协议(考):

            是指所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁:

            1)在对任何数据进行速、写操作之前,事务首先要申请并获得对该数据的封锁,

            2)在释放一个封锁之后,事务不再获得任何其他封锁。

            “两段”锁的含义事务分为两个阶段:

            第一阶段是获得封锁,也称为扩展阶段:

            在这阶段,事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁,但不能释放任何锁, 

             第二阶段是释放封锁,也称为收缩阶段。

            在这阶段,事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁,但不能再申请任何锁

            例如:

            事务Ti遵守两段锁协议,其封锁序列是:
            Slock A…Slock B… Xlock C…(第一段锁协议:加锁)Unlock B….Unlock A….UnlockC:(释放封锁阶段:只能释放封锁)
            事务Tj不遵守两段锁协议,其封锁序列是:
            Slock A(获得锁) .…. Unlock A(释放锁)…. Slock B(获得锁)… Xlock C… Unlock C(释放锁)….Unlock B:

            可以证明,并发执行的所有事务遵守两段锁协议,则对这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的。(p301验证例子)。所有遵守两段锁协议的事务,其并发执行的结果一定是正确的

            事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件(遵循两端锁协议=>可串行化调度),而不是必要条件(可串行调度!=>遵循两段锁协议)。 

    封锁粒度 (自己看书了解):需要掌握多粒度封锁、意向锁

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    并发调度的可串行化

    (本文只是来自数据库系统概述,自己总结,如果看过这本书的同学可以不用看这篇文章。)

    可串行化调度

    定义: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的串行化调度的结果是一样的,成这种调度为可串行化调度

    现在有两个事务,分别包含以下操作:
    事务T1:读B:A=B+1;写回A;
    事务T2:读A:B=A+1;写回B。

    假设A、B的初值均为2,按T1-T2次序的执行结果为:A=3,B=4;按T2-T1的执行结果为:B=3,A=4.

    下图给出了不同的调度策略。(图片来源于数据库)
    从下图可以看出,C不是可串行化调度,因为它的执行结果与串行化(此处有2中串行化执行方案)的执行结果不相同。但是D是可串行化调度的。理由和C正好相反。

    在这里插入图片描述

    冲突操作

    冲突操作主要指的是不同的事务对同一个数据的读写操作以及写写操作。其他操作都是不冲突的。

    冲突可串行化调度

    一个调度Sc0在保证冲突操作的次序不变的情况下,通过交换两个事务不冲突操作次序得到另一个调度Sc1,如果Sc1是串行的,称调度Sc为冲突可串行化的调度。**若一个调度室冲突可串行化,则一定是可串行化调度。**因此可以使用这种方法来判断一个调度是否是冲突可串行化的。

    通过例题来学习什么是冲突可串行化以及不是冲突可串行化的。

    在这里插入图片描述

    在这里插入图片描述

    注意:冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件,不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行调度。(如上面的例子L2)

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    所谓并发操作,是指在多用户共享的系统中,许多用户可能同时对同一数据进行操作。所带来的问题是数据的不一致性,具体表现为:丢失更新、不可重复读、读脏数据。

    1、事务调度

         1.1 串行调度:(Serial Schedule)是指多个事务依序串行执行,且 只有当一个事务的所有操作执行完后,才执行另一个事务的所用操作。

       1.2 并发调度:(Concurrent Schedule)利用分时的方法同时处理多个事务;

      1.2.1 并发调度的可串行性

       1.2.1.1可串行化的调度

                多个事务并发执行是正确的,当且仅当其结果与某一次序串行的执行它们时的结果相同,称这种调度策略是可串行化的调度

       (Serializability Schedule).可串行性是并发事务正确性的准则,按这个准则规定,一个给定的并发调度,当且仅当它是可串行化的才认为是正确调度

      1.2.1.2冲突可串行化判定(write =w, R=read)

        测试调度S的可串行化:
       对于调度S的事务T1,在图中创建一个节点 T1
       A步、对于每种这样的情形:如果S中的在T1执行了W(X)操作后,执行T2的R(X),那么优先图中创建一条边(T1 --》T2 )
       B步、对于每种这样的情形:如果S中的在T1执行了R(X)操作后,执行T2的W(X),那么优先图中创建一条边(T1 --》T2 ) 
       C步、对于每种这样的情形:如果S中的在T1执行了W(X)操作后,执行T2的W(X),那么优先图中创建一条边(T1 --》T2 )
       当且仅当优先图中没有闭环时,调度S是可串行化的。(不用考虑 T1 、T2两个读的情况) 

    用有向图判断是否可串行化

    如图

    上图有两个事务并发,则在纸上分别画两个圆图,并在圆中注明事务号,如下图

    对于T0

    A步,在T0列中找W(X),我们发现T0只有在T8处有Write(A),又在T8之后,T1列有Write(B),但是因为参数不同,一个是A,一个是B,所以不符A步的规则。不能画箭头。

    B步,在T0列中找R(X),我们发现T0在T1有Read(A),之后,到T1列中找W(X),我们发现在T1列T6处Write(A),符合

    因此得画一条箭头从T0指向T1,如图  

     因为已经画了一条从T0到T1的箭头,没有必要再进行C步。

    对T1

    A步 在T1列中找W(X),我们发现在T1在T6时间有Write(A),在T6之后找不到对应的Read(A),所以不能画线;

    B步在T1列中找R(X),我们发现在T1,在T3处有Read(A),在T3之后,T0在T8处有Write(A),参数一致,得画线了。

    结果如图

    形成闭环。表明调度错误。


    再看下图

    用有向图分析调度是否正确

    有上 图,仍然有两个事务,T0,T1,则分别画两个图,并注明

     

    对T0

     A步:T0在t3处有Write(A),于是我们到T1列中查找对应的R(A),我们 发现T1列在t4处有Read(A)(并且T4,在T3 之后),得画线了,如图因为A已经画了一条线,B步,C步没必要再找了

     

    对于T1 

    A步  在T7,在t7处发现Write(A ,在t0列,t7之后没有Read(A)对应,所以不能画线

    B步  在T1列中找Read(X),在t4处发现Read(A),在t4之后,T0列并没有 Write(A)跟着对应,所以不能画线

    C步 在T1列中找到Write(X),在t7处发现Write(A),在t7之后,在t0列没有Write(A),跟着对应,所以不能画线,

           在T1列中t13处找到write(B),在t13之后,T0列已经执行完毕,也就是找不到对应的write(B),所以不能画线。

    结论:上图中的调度是正确,


    又如下图,用有向图判断

     

    有上 图,仍然有两个事务,T0,T1,则分别画两个图,并注明

    对于T0

    A步 在T0列找Write(X),我们发现在t3列中发现Write(A),而T1在t3之后的t4处有Read(A),得画线了如图

     

    如图因为A步已经画了一条线,B步,C步没必要再找了




    对于T1 

    A步   在t9处发现Write(A),在t9之后,t0列并没有发read(A),所以不能画线,在T1列,t13处发现Write(B)但在t0,t13处之后并没有到对应的read(B)

    B 步  在T1列中t4处找到 Read(A),但在t4之后T0列并没有对应的Write(A),不能画线,在t11处发现Read(B),在t11之后并没有发现Write(B)对应,也不能画线。

    C步 在T1列中找write(X),在T9处找到write(A),在t9之后并没找到write(A)跟之对应,所以不能画线;

         在T1列t13处发现Write(B),在t13之后,没有发现 write(B)与之对应对,所以也不能画线。

    最终结果

    没有行成循环,所以上面的调度是正确的,

    ,

    事务高深,我只是学了皮毛而已,仅当做笔记吧。

    别喷我!

     

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