数据库并发控制.ppt

《数据库并发控制.ppt》由会员分享，可在线阅读，更多相关《数据库并发控制.ppt（97页珍藏版）》请在三一办公上搜索。

1、,数据库系统原理,授课教师：吴岩,多事务执行方式,（1）事务串行执行每个时刻只有一个事务运行,其他事务必须等到这个事务结束以后方能运行。缺点：不能充分利用系统资源,发挥数据库共享资源的特点。,T1,T2,T3,数据库并发控制,多事务执行方式（续）,（2）交叉并发方式事务的并发执行是这些并发事务的操作轮流交叉运行。是单处理机系统中的并发方式，能够减少处理机的空闲时间，提高系统的效率。,T1,T2,T3,数据库并发控制,（3）同时并发方式多处理机系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行。DBMS必须提供并发控制机制。并发控制机制是衡量一个DBM

2、S性能的重要标志之一。,多事务执行方式（续）,数据库并发控制,第八章 数据库并发控制,8.1 数据库的并发问题8.2 并发控制方法8.3 并发调度的可串行性8.4 两段锁协议8.5 SQL Server的并发控制,数据库系统原理,学习目标 掌握并发控制的基本概念，理解并发操作带来的三类数据不一致问题；掌握封锁的类型和封锁协议，理解并发调度的可串行性和两段锁协议。学习重点封锁协议并发调度的可串行性,第八章 数据库并发控制,数据库系统原理,第八章 数据库并发控制,8.1 数据库的并发问题8.2 并发控制方法8.3 并发调度的可串行性8.4 两段锁协议8.5 SQL Server的并发控制,数据库并

3、发控制,第一节 数据库的并发问题,事务是并发控制的基本单位，保证事务的ACID性质是事务处理的重要任务。多个事务对数据库并发操作是造成破坏事务ACID性质的可能原因之一。并发控制机制的任务对并发操作进行正确调度,以保证事务的隔离性，进而保证数据库的一致性。,数据库并发控制,数据库并发控制,数据库的并发控制（续）,1、问题的提出例1：飞机订票系统中的一个活动序列：结果:卖出两张机票,数据库中机票余额只减少1。,数据库并发控制,1：甲售票点Read A=16,2：乙售票点Read A=16,3：甲售票点 售票一张WriteA=A-1=15,4：乙售票点 售票一张WriteA=A-1=15,2、并发

4、操作带来的数据不一致性丢失修改（lost update）不可重复读（non-repeatable read）读“脏”数据（dirty read）,数据库并发控制,数据库的并发控制（续）,数据库并发控制,并发操作带来的数据不一致性（续）,并发操作带来的数据不一致性（续）,（1）丢失修改（lost update）丢失修改是指事务T1与事务T2从数据库中读入同一数据并修改，事务T2的提交结果破坏了事务T1提交的结果，导致事务T1的修改被丢失。例2：同时进行入库和出库操作任务造成丢失修改。,数据库并发控制,（2）不可重复读（non-repeatable read）不可重复读是指事务T1读取数据后，事务

5、T2执行更新操作，使事务T1无法再现前一次读取结果。三类不可重复读事务T1读取某一数据后,事务T2对其做了修改,当事务T1再次读该数据时,得到与前一次不同的值。事务T1读取某些数据记录后,事务T2删除了其中部分记录,当事务T1再次读取数据时,发现某些记录消失了。事务T1读取某些数据记录后,事务T2插入了一些记录,当事务T1再次读取数据时,发现多了一些记录。,幻影现象,数据库并发控制,并发操作带来的数据不一致性（续）,例3：,数据库并发控制,不可重复读（续）,（3）读“脏”数据（dirty read）指事务T1修改某一数据,并将其写回磁盘,事务T2读取同一数据后,事务T1由于某种原因被撤消，这时

6、事务T1已修改过的数据恢复原值，事务T2读到的数据就与数据库中的数据不一致，是不正确的数据，又称为“脏”数据。,数据库并发控制,并发操作带来的数据不一致性（续）,例4：,数据库并发控制,并发操作带来的数据不一致性（续）,第八章 数据库并发控制,8.1 数据库的并发问题8.2 并发控制方法8.3 并发调度的可串行性8.4 两段锁协议8.5 SQL Server的并发控制,数据库并发控制,第二节 并发控制方法,封锁封锁协议封锁的粒度活锁和死锁,数据库并发控制,第二节 并发控制方法,并发控制当许多人试图同时修改数据库内的数据时，必须执行控制系统以使某个人所做的修改不会对其他人产生负面影响，这称为并发

7、控制。并发控制理论的类型悲观并发控制（锁定数据）乐观并发控制（不锁定数据）封锁是实现并发控制的主要技术。,数据库并发控制,一、封锁,1、封锁的定义事务T在对某个数据对象（例如表、记录等）操作之前,先向系统发出请求，对其加锁。加锁后，事务T对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前,其它的事务不能更新此数据对象。,数据库并发控制,封锁（续）,数据库并发控制,2、封锁的类型 一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制是由锁的类型决定的。基本的封锁类型共享锁（读锁，简记为S锁）互斥锁（写锁、排他锁，简记为X锁）意向锁,（1）共享锁共享锁又称为读锁（S锁）。若事务T对数据对象A加上S锁，

8、则事务T可以读A但不能修改A，其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁。共享锁保证了其它事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。,数据库并发控制,封锁（续）,（2）互斥锁互斥锁又称为写锁、排他锁（X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，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。排它锁保证了其它事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。,数据库并发控制,封锁（续）,（3）意向锁如果对一个结点加意向锁，说明该结点的下层结点正在被加锁；对任一结点加锁时，必须先对其上层结点加意向锁。分为以下类型：意向共享锁（IS）意向排它

9、锁（IX）共享意向排它锁（SIX）SIX=S+IX（对该对象加S锁，再加IX锁）,数据库并发控制,封锁（续）,（4）共享锁和互斥锁的控制方式封锁类型的相容矩阵：,Y=Yes，相容的请求N=No，不相容的请求,表示事务T1已经获得的数据对象上的锁的类型,表示事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。,数据库并发控制,封锁（续）,例5：两个事务T1和T2 T1:select*from table T2:select*from table T2不用等待T1执行完，而是可以马上执行。分析：T1运行，则table被加锁（lock A）T2运行，再对table加一个共享锁（lock B）两个锁是可以同时存在于

10、同一资源上的，这意味着共享锁不阻止其它事务同时读资源，但阻 止其他事务更新资源。,共享锁和互斥锁的控制方式（续）,共享锁和互斥锁的控制方式（续）,例6：两个事务T1和T2 T1:select*from table（读取数据）T2:update table set column1=hello（修改数据）过程：T1运行（加共享锁)T2运行 If T1 还没执行完 T2等.Else 锁被释放 T2执行 End If,T2在执行update前，试图对table表加一个互斥锁，而数据库规定同一资源上不能同时共存共享锁和互斥锁。,例7：T1、T2、T3三个事务 T1:select*from table T

11、2:select*from table T3:update table set column1=hello T2不用等T1运行完就能运行，T3却要等T1和T2都运行完才能运行。因为T3必须等T1和T2的共享锁全部释放才能进行加互斥锁然后执行update。,共享锁和互斥锁的控制方式（续）,例8：T1:Begin Tran Select*from table(holdlock)Update table set column1=hello T2:Begin tran Select*from table(holdlock)Update table set column1=world 假设T1和T2同时

12、达到select，T1对table加共享锁，T2也加共享锁，当T1的select执行完，准备执行update时，必须等table上的其它共享锁释放，所以因T2的共享锁不释放而导致T1等。同理，也因为T1的共享锁不释放而导致T2等。,封锁（续）,数据库并发控制,例9：T1:Begin Tran Update table set column1=hello where id=10 T2:Begin Tran Update table set column1=world where id=20 如果id是主键上面有索引，则T1和T2互不影响，T2不 需要等待。如果id是普通的一列，没有索引，则T2需

13、要等待。,封锁（续）,二、封锁协议,封锁协议（Locking Protocol）在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，需要约定一些规则，这些规则称为封锁协议。何时申请X锁或S锁持锁时间何时释放对封锁方式规定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。一级封锁协议二级封锁协议 三级封锁协议,数据库并发控制,封锁协议（续）,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。一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。一级封锁协议中,没有要求对读数据进行加锁，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。,数据库并发控制,一级封锁协议可以防止丢失修改。,数据库并发控制,一级封锁协

14、议（续）,例10：,一级封锁协议（续）,一级封锁协议不能保证可重复读。,例11：,一级封锁协议不能防止读“脏”数据。,数据库并发控制,一级封锁协议（续）,例12：,2、二级封锁协议事务T对要修改数据必须先加X锁，直到事务结束才释放X锁；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。二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。,数据库并发控制,封锁协议（续）,二级封锁协议可以防止丢失修改和读“脏”数据。,数据库并发控制,二级封锁协议（续）,例13：,二级封锁协议不能保证可重复读。,数据库并发控制,二级封锁协议（续）,例14：,3、三级封锁协议事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，

15、在修改数据之前必须先加上X锁，直到事务结束才释放所有锁。三级封锁协议可防止丢失修改、读脏数据和不可重复读。,数据库并发控制,封锁协议（续）,三级封锁协议可以保证重复读。,数据库并发控制,例15：,4、不同级别封锁协议的区别,数据库并发控制,封锁协议（续）,三、封锁的粒度,X锁和S锁都是加在某一个数据对象上的。例：在关系数据库中，封锁对象可以是：逻辑单元：属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库等物理单元：页（数据页或索引页）、块等1、封锁粒度(Granularity)封锁对象的大小。,数据库并发控制,2、封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关。封锁的粒度越大，系统中

16、能够被封锁的对象就越少，并发度也就越小，但同时系统开销也越小；封锁的粒度越小，并发度越高，但系统开销也就越大。,数据库并发控制,封锁的粒度（续）,例16：若封锁粒度为数据页，事务T1修改元组L1。,封锁的粒度（续）,元组L1,元组L2,元组L3,事务T1,事务T2修改L2,数据库并发控制,数据页,例17：若封锁粒度为元组，事务T1修改元组L1。,封锁的粒度（续）,元组L1,元组L2,元组L3,事务T1修改L1,事务T2修改L2,数据库并发控制,数据页,例18：若封锁粒度为元组，事务T1修改数据页。,封锁的粒度（续）,元组L1,元组L2,元组L3,事务T1,事务T1,数据库并发控制,数据页,开销

17、大！,事务T1,系统开销和封锁粒度有关，也与事务的操作对象有关。,封锁的粒度（续）,3、多粒度封锁(multiple granularity locking)在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择。（1）多粒度树 根结点是整个数据库，叶结点表示最小的数据粒度。例：三级粒度树。,数据库并发控制,多粒度封锁（续）,（2）多粒度封锁协议 允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁。对一个结点加锁意味着这个结点的所有后裔结点也被加以同样类型的锁。两种方式封锁显示封锁：应事务要求直接加到数据对象上的封锁。隐式封锁：该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁。,数据库并发控制,

18、封锁的粒度（续）,4、选择封锁粒度需考虑的因素封锁开销并发度5、选择封锁粒度的一般原则需要处理大量元组的用户事务：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：以数据库为封锁单位；只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位。,数据库并发控制,四、活锁和死锁,封锁技术带来的问题：活锁死锁1、活锁活锁是一种某个事务长期等待的现象。事务T1封锁了数据R，事务T2请求封锁R，于是等待；此时事务T3也申请封锁R。当T1释放R上的封锁之后，T3首先获准,T2仍需等待。然后,事务T4也申请封锁R；当T3释放R上的封锁时,T4首先获准;如此下去,T2可能无限期地等待。,数据库并发控制,活锁（续）,数

19、据库并发控制,活锁（续）,如何避免活锁 先来先服务的策略：当多个事务请求封锁同一数据对象时，封锁子系统按请求封锁的先后次序对这些事务排队。该数据对象上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁。,数据库并发控制,活锁和死锁（续）,2、死锁 死锁是两个或两个以上的事务之间的循环等待。如果事务T1封锁了数据R1,T2封锁了数据R2;然后T1又请求封锁R2,由于T2已封锁R2,T1必须等待T2释放R2上的锁。接着,T2又申请封锁R1,因为T1已封锁R1,T2也只能等待T1释放R1上的锁。这样，就出现了循环等待T1等待T2,而T2等待T1。此时,两个事务永远不能结束，形成死琐。,数据库并发控制,

20、死锁（续）,数据库并发控制,解决死锁的方法 预防死锁发生；允许发生，定期诊断，若有死锁则解除。,（1）死锁的预防,产生死锁的原因两个或多个事务都已封锁了一些数据对象，然后又都请求对已被其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。预防死锁的发生是要破坏产生死锁的条件。预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法,数据库并发控制,死锁（续）,一次封锁法一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行。一次封锁法存在的问题：降低并发度。扩大封锁范围难于事先精确确定封锁对象,数据库并发控制,死锁的预防（续）,顺序封锁法（时标法）预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按这个顺序

21、实行封锁。顺序封锁法存在的问题 维护多样且多变的资源的封锁顺序成本高难于实现,数据库并发控制,死锁的预防（续）,（2）死锁的诊断与解除,DBMS在解决死锁的问题上更普遍采用的是诊断并解除死锁的方法。基本思想由DBMS的并发控制子系统定期检测系统中是否存在死锁，一旦检测到死锁，就要设法解除。,数据库并发控制,死锁的预防（续）,死锁的诊断与解除（续）,超时法 每个事务设定一个等待时限，如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁。优点：实现简单；缺点有可能误判死锁；时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现。,数据库并发控制,死锁的诊断与解除（续）,等待图法 事务等待图是一个有向图G=(

22、T,U)。其中:T为结点的集合,每个结点表示正运行的事务；U为边的集合，每条边表示事务等待的情况。若T1等待T2则有一条从T1指向T2的有向边。并发控制子系统周期性地(比如每隔1 min)检测事务等待图，如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。,数据库并发控制,死锁的诊断与解除（续）,解除死锁解除死锁的基本方法：选择一个或多个处于死锁状态的事务，将其撤消，释放它们持有的锁，使其它事务能继续运行下去。注意：被撤消的事务对数据的修改必须加以恢复。为了降低处理死锁的代价，通常选取处理死锁代价最小的事务。,数据库并发控制,第八章 数据库并发控制,8.1 数据库的并发问题8.2 并发控制方法8.3

23、 并发调度的可串行性8.4 两段锁协议8.5 SQL Server的并发控制,数据库并发控制,第三节 并发调度的可串行性,计算机系统对并发事务中并发操作的调度是随机的，而不同的调度可能会产生不同的结果。事务的串行调度一定是正确的。例19：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；假设A的初值为2，B的初值为2。串行调度1 调度次序:T1,T2串行调度2 调度次序:T2,T1,数据库并发控制,串行调度1,数据库并发控制,并发调度的可串行性（续）,结果：A=3 B=4,数据库并发控制,并发调度的可串行性（续）,串行调度2,结果：A=4

24、 B=3,调度3,数据库并发控制,并发调度的可串行性（续）,结果：A=3 B=3,执行结果与串行调度1，2都不相同,执行结果与串行调度1相同,数据库并发控制,并发调度的可串行性（续）,调度4,结果：A=3 B=4,一、可串行化调度,定义：可串行化调度 多个事务的并行执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行地执行它们时的结果相同，称这种调度策略为可串行化的调度。可串行性是并发事务正确调度的准则。给定一个并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认为是正确的调度。,数据库并发控制,例19（续）调度1：串行调度调度2：串行调度调度3：不可串行化的调度调度4：可串行化调度,可串行化调度（续）,数据库并发

25、控制,具有什么性质的调度是可串行化调度呢？如何判断调度是可串行化调度呢？,1、冲突操作 指不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作：Ri(x)与 Wj(x)事务Ti 读x，Tj 写x Wi(x)与 Wj(x)事务Ti 写x，Tj 写x 其他操作是不冲突操作。不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作是不能交换的。,二、冲突可串行化调度,数据库并发控制,2、冲突可串行化调度 一个调度Sc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的次序得到另一个调度Sc，如果Sc是串行的，称调度Sc为冲突可串行化的调度。一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度。,冲突可串行化调度（续）,数据库

26、并发控制,例20 调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)把w2(A)与r1(B)w1(B)交换，得到：r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)再把r2(A)与r1(B)w1(B)交换：Sc2=r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)Sc2等价于一个串行调度，所以Sc1是冲突可串行化的调度。,冲突可串行化调度（续）,数据库并发控制,冲突可串行化调度（续）,数据库并发控制,Sc1,Sc2,r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B

27、),T1,T2,r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B),T1,T2,r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B),T1,T2,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。例21 有三个事务：T1=W1(Y)W1(X)T2=W2(Y)W2(X)T3=W3(X)调度L1=W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X)W3(X)调度L2=W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X)调度L2不满足冲突可串行化，但是调度L2是可串行化的，因为执行结果与调度L1相同。,冲突可串行化调度（续）,数据库并发控制,冲突可串

28、行化调度（续）,数据库并发控制,T1,T2,W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X)W3(X),T3,T1,T2,W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X),T3,调度L1,调度L2,例21（续）：,调度L2执行的结果和调度L1是相同的。,第八章 数据库并发控制,8.1 数据库的并发问题8.2 并发控制方法8.3 并发调度的可串行性8.4 两段锁协议8.5 SQL Server的并发控制,数据库并发控制,第四节 两段锁协议,可串行性是并行调度正确性的唯一准则，两段锁（2PL）协议就是为保证并行调度可串行性而提供的封锁协议。1、两段锁协议的内容 所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁。

29、在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要申请并获得对该数据的封锁；在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁。,数据库并发控制,两段锁协议（续）,（1）“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；第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。例如，事务1的封锁序列满足2PL协议：Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlock C 事务2的封锁序列不满足2PL协议：Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B,数据库并发控制,扩展阶段,收缩阶段,两段锁协议（续）,

30、（2）两段锁协议是可串行化的充分条件 若并发执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并发调度策略都是可串行化的。所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的。遵循两段锁协议是并发执行结果正确的充分条件而非必要条件。,数据库并发控制,T2Slock A 等待 等待 等待 等待 等待Slock A读A=3Y=A Xlock BB=Y+1写回B=4Unlock BUnlock A,T1Slock B读B=2Y=BUnlock BXlock AA=Y+1写回A=3Unlock A,T2Slock A等待等待等待等待等待Slock A读A=3X=AUnlock AXlock BB=X

31、+1写回B=4Unlock B,遵守两段锁协议 可串行,不遵守两段锁协议可串行,T1Slock B读B=2Y=BUnlock BXlock AA=Y+1写回A=3Unlock A,T2Slock A读A=2X=AUnlock AXlock B等待Xlock BB=X+1写回B=3Unlock B,不遵守两段锁协议不可串行,T1Slock B读B=2Y=BXlock AA=Y+1写回A=3Unlock BUnlock A,数据库并发控制,两段锁协议（续）,A=3B=4,A=3B=4,A=3B=3,两段锁协议（续）,2、两段锁协议与防止死锁的一次封锁法一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数

32、据全部加锁，否则不能继续执行，因此一次封锁法遵守两段锁协议。但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁。,数据库并发控制,两段锁协议（续）,遵守两段锁协议的事务发生死锁,数据库并发控制,第八章 数据库并发控制,8.1 数据库的并发问题8.2 并发控制方法8.3 并发调度的可串行性8.4 两段锁协议8.5 SQL Server的并发控制,数据库并发控制,一、并发控制模式,SQL SERVER 提供了悲观并发控制模式和乐观并发控制模式。悲观并发控制：一个锁定系统，可以阻止用户以影响其他用户的方式修改数据。乐观并发控制：用户读取数据时不锁定数据

33、。它默认行为是采用行版本控制使数据读者能够看到修改操作发生以前的数据状态。,数据库并发控制,事务指定一个隔离级别，该隔离级别定义一个事务必须与其他事务所进行的资源或数据更改相隔离的程度。事务隔离级别控制：是否在读数据的时候使用锁及使用何种锁 读锁持续多长时间 读操作希望读已经被其他事务排他锁锁住的数据时，是否可以：一直等到其他事务释放锁 读没有提交的数据 读数据最后提交后的版本,二、SQL SERVER 2005的事务隔离级别,数据库并发控制,SQL-99标准提供四种事务隔离级别，SQL Server DataBase Engine支持所有这些隔离级别：未提交读（Read Uncommitte

34、d）已提交读（Read Committed）可重复读（Repeatable Read）可序列化（Serializable）,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,1、未提交读（Read Uncommitted）在读数据时不会检查或使用任何锁。在这种隔离级别中可能读取到没有提交的数据。例：用户B：BEGIN TRAN UPDATE test SET age=25 WHERE name=AA 用户A：SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ UNCOMMITTED SELECT*FROM test 用户B：ROLLBACK,SQL SE

35、RVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,用户A读到AA 的年龄为25岁，该数据为脏数据。,2、已提交读（Read Committed）只读取提交的数据并等待其他事务释放排他锁。读数据的共享锁在读操作完成后立即释放。例：用户B：BEGIN TRAN UPDATE test SET age=25 WHERE name=AA 用户A：SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED SELECT*FROM test 用户A此时将会查不到数据，显示查询等待中，直到用户B进行了ROLLBACK或者COMMIT操作后，此查询语句才会生效。,SQL

36、 SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,3、可重复读（Repeatable Read）像“已提交读”级别那样读数据，但会保持共享锁直到事务结束。例：用户A：select*from test where name=AA 用户B：update test set age=25 where name=AA 用户A：select*from test where name=AA A两次读到的数据不一样，称之为不可重复读。,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,不可重复读解决办法：在用户A的事务运行之前，先设定SQL的隔离等级为REPEATABLE REA

37、DSQL语句为SET TRANSACTION ISOLATION LEVEL REPEATABLE READ这样在第一步用户A查询完之后，用户B将无法更新用户A所查询到的数据集中的任何数据，直到用户A事务结束才可以进行更新，这样就有效的防止了用户在同一个事务中读取到不一致的数据。,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,4、序列化（Serializable）提供严格的事务隔离。要求事务序列化执行，事务只能一个接着一个地执行，但不能并发执行。例：用户A查询test表中的所有记录；用户B在自己的事务中向test表插入（或删除）了的一条记录并提交事务；用户A再去执行前面的

38、查询整张表记录的操作，结果会多出（少了）一条记录，此操作称之为幻象。,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,幻影问题的解决办法：在用户A的事务运行之前，先设定SQL的隔离等级为SERIALIZABLESET TRANSACTION ISOLATION LEVEL SERIALIZABLE在用户A的事务执行过程中，别的用户都将无法对任何数据进行更新、插入和删除的操作，直到用户A的事务回滚或者提交为止。这是四个隔离级别中限制最大的级别。因为并发级别较低，所以应只在必要时才使用该选项。,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,5、行版本控制

39、当启用基于行版本控制的隔离级别时，数据库引擎将维护修改的每一行的版本。应用程序可以指定事务使用行版本查看事务或查询开始时存在的数据，而不是使用锁保护所有读取。两个事务隔离级别：已提交读隔离（Read_Committed_Snapshot）快照隔离（Allow_Snapshot_Isolation）,数据库并发控制,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,隔离级别及其作用,SQL SERVER 2005的事务隔离级别（续）,数据库并发控制,三、查看SQL Server2005中的锁,使用SQL Server Management Studio浏览,数据库并发控制,查看SQL Server2005中的锁(续),数据库并发控制,本章小结,数据库的并发控制以事务为单位。数据库的并发控制通常使用封锁机制。两类最常用的封锁不同级别的封锁协议提供不同的数据一致性保证，提供不同的数据共享度。三级封锁协议对数据对象施加封锁，会带来活锁和死锁问题活锁死锁,数据库并发控制,