事务并发控制中的两段锁和可串行化冲突图的对比

文章编号:1000-2375(2005)01-0019-05事务并发控制中的两段锁和可串行化冲突图的对比金　蓉,李跃新(湖北大学数学与计算机科学学院,湖北武汉430062)摘　要:数据库中并发操作一般分为数据级和事务级两种,由于资源的竞争可能引起数据级的冲突和事务级的冲突,因此需要对并发执行的事务转化为某个可串行化调度,从而确保数据库的一致性.目前并发控制的方法有很多,从锁和非锁机制两个方面分析了两段锁和可串行化冲突图两种并发控制的规则和数据结构及分类,并从事务的冲突可串行化方面和结构上分析了各自的性能和优缺点.关键词:锁;两段锁协议;可串行化冲突图中图分类号:TP311 文献标志码:A收稿日期:2004-03-25作者简介:金　蓉(1979-　),女,硕士生1　引　言数据库中的并发操作一般分为数据级和事务级两种,一方面在微观数据级上有数据对象的读(Read )操作和写(Write )操作,另一方面在宏观事务级上有事务的操作原语:终止(Abort ),开始(Begin ),提交(C ommit ),结束(End ),实质上事务中包含着对一系列数据对象的操作,因为一个事务系统主要由3个部分构成:数据项集、对数据项集的操作和控制事务存取数据的管理器(我们称为事务管理器T M ).并发控制的作用是正确协调同一时间里多个事务对数据库的并发操作,解决资源竞争问题以保证数据库的一致性和完整性.并发控制是通过调度来确保事务的并发执行的效果等同于没有并发执行时的执行效果,也就是使事务的并发执行调度等价于事务的某个可串行化调度,从而确保数据库的一致性.可串行化简单的说就是一个并发操作等效于某个串行执行的效果,也即有相同的输出结果,与串行操作对数据库有同样的效果.冲突有数据级的冲突和事务级的冲突,数据间的冲突体现在数据库中同时对相同的数据对象操作,事务间的冲突是由事务的数据相关性及在共享数据对象上的交互作用而引起的,通常用事务的“冲突关系”来表示.定义1　数据对象d 上的两个操作p 、q 是“冲突”的,记为CT (d ,p ,q ),当且仅当S (S (s ,p ),q )≠S (S (s ,q ),p )∨R (s ,p )≠R (S (s ,q ),p )∨R (s ,q )≠R (S (s ,p ),q ).其中,S (s ,p )和R (s ,p )分别表示操作p 对d 的给定状态s 所产生的结果状态和结果输出(返回).由定义可知,两个或多个数据操作产生冲突的条件是1)它们属于不同的事务;2)都访问数据库中相同的数据对象;3)并且至少有一个是写操作否则就不会产生冲突.定义2　两个事务t 1、t 2是“冲突”的,记为t 1CR t 2,是指它们包含了(至少)一对冲突操作.即对于任何t 1≠t 2,t 1CR t 2,当且仅当ϖd 、ϖp ,q (p (d )∈t 1∧q (d )∈t 2∧CT (d ,p ,q ).事务间的冲突归根结底集中在数据操作的冲突上,因此解决冲突最初的方法是对数据对象采用锁机制,而锁可以分为读锁和写锁,当数据对象加了读锁后可以再加读锁但不能加写锁,因此读锁是共享的,当数据对象加了写锁后就不能加其他任何锁,因此写锁是排它的,显然读锁较写锁的并发度高.第27卷第1期2005年3月湖北大学学报(自然科学版)Journal of Hubei University (Natural Science )　V ol.27　N o.1　Mar.,2005目前解决事务间冲突和数据冲突的并发控制算法有很多,本文主要从锁(Locking )的和非锁(N on -Locking )的并发控制机制这两个方面比较两种并发控制方法:两段锁协议(T w o -Phase Locking 简称2P L ),可串行化图检测方法(Serialization G raph T esting ).2　锁机制(Locking Mechanism)首先介绍两段锁协议的定义:一个日志L =<D ,T ,Σ,S ,Π>是2P L 的当且仅当n 个事务T 1,T 2,…,T n 存在序列α1,β1,…,αn ,βn 满足以下条件:S1:αn <βn for i =1,…,n.S2:αi <Π(W i ),and Π(R i )<βi for i =1,…,n.S3:如果CT (p i ,q j )and Π(p i )<Π(q j ),那么存在序列U i 和L j 满足a )Π(p i )<U i <L j <Π(q j );b )βi ≤U i and L j ≤αj .这里D 表示数据项集,T 表示事务集,Σ是原子操作集,S 是存取函数,它给出被原子操作访问的数据项集,Π是排列函数,它分配操作顺序.一个事务在读数据项前必须加读锁,在写数据前加写锁.同时两个事务如果其中一个是写锁时不能同时对相同的数据加锁.事务在释放一个锁后不再获得锁了.如图1所示2P L 的几何描述,其中上升边表示事务T i 的上锁,下降边表示事务T i 的放锁,我们可以看出事务T i 对数据项的上锁都在放锁之前,αi 图1　两段锁序列的几何描述为事务T i 最大的上锁点,βi 为事务T i 最小的放锁点.实现2P L 需要使用两个的数据结构是锁表和等待列表.锁表是为了找出事务目前所有持有的锁,锁表的结构包括锁的类型(数据库,关系,页,关键区)、锁的模式(共享,排他)、关系标识、事务标识和等待标记等.等待标记是用来指示其他事务等待获得该关系上的锁,如果标记是集合,那么在等待列表中有等待那个事务的入口.锁表是固定大小的数组,事务可能因为数组大小有限而阻塞,锁表在等待队列中也有入口.等待列表是一个链表它连接阻塞锁申请,每一入口标识事务或关系锁申请和进入阻塞事务锁表的索引.当事务阻塞时作为新的结点加入到列表的开始处.当事务释放锁时,顺序扫描等待列表看是否有事务等待这种关系或类型的锁.以上2P L 数据结构导致其缺点:持有锁的事务在阻塞队列中产生一个阻塞链,它们也阻塞系统中的其他事务,显然这种现象会降低系统性能和使事务的阻塞时延失去控制也就是死锁.但2P L 是达到事务一致性协议T CP [1](T ransactional C onsistency Protocol )中的1SR 的一致性的,因为它要求事务只有在提交或终止后才能释放它所持有的所有的锁.任何2P L 的事务是可串行化的,但不能避免死锁.所以2P L 可以根据其等待列表构造等待图(WFG )来检测死锁.在2P L 基础上有D2P L 和S2P L ,它们都是基于2P L 协议通过静态和动态方法处理阻塞事务,两者性能比较在文献[2]中做了详细描述.针对2P L 采用锁机制的缺点,我们可以采用非2P L 的方法来克服,它的优点就是避免了死锁,不需限制数据结构,不需重读数据,这些就是下面将介绍非2P L 方法的非锁机制所具备的.3　非锁机制(N on -Locking Mechanism)非锁并发控制方法有很多,这里我们讨论一种比较典型的非锁机制是SG T (Serialization G raph T est 2ing )叫可串行化图或冲突图,冲突图中结点表示事务集中处于活跃状态的冲突事务,边用有向箭头表示即t i →t j ,i ≠j 当且仅当ϖp i ∈t i ,q j ∈t j ((p i CT q j )∧(p i <H q j )),其中p i <H q j 表示冲突事务i 中p 操作在冲突事务j 中q 操作前面.并发控制维护事务集所形成的可串行化图,并且使用SG T 方法保证该图是无环的,这样就可使事务经历H 是可串行化的,因为环图表明数据库操作(事务间和事务内部)间有数据依赖。

其中SG T 规则如下:(1)对于读操作R i (x ):　if T i exits in SG then02湖北大学学报(自然科学版)第27卷 Add T i in SG;　for T j ∈SG T T j ≠T i {if x ∈W SCH[T j ]then add edge T j →T i ; end if if CY C LE T (SG )=1　/3SG is Cyclic 3/ then Abort T i ; else Send R i (x )to DO ; R SCH[T i ]=R SCH[T i ]∪{X}; end if ; }(2)对于写操作W i (x ):　if T i exits in SG then Add T i in SG;　for T j ∈SG T ,T j ≠T i {if x ∈W SCH[T j ]∨x ∈R SCH[T j ] then Abort T i ; else Send W i (x )to DO W SCH[T i ]=W SCH[T i ]∪{x} end if　}该方法在检测冲突图时需要借助预先定义活跃事务的读集R SCH[T i ]和写集W SCH[T i ]来判断冲突操作,另外当冲突图中事务T i 终止时要从图中移去该结点以及与之相连的边.该SG T 与等待图有着本质区别,除了本身结点和边意义不同外,等待图用于检测死锁,它包含的是阻塞的事务,而SG T 中是活跃的事务,SG 保证是可串行化的,不干扰执行的事务.4　两种并发控制方法的比较从锁和非锁两种机制来说,封锁算法(2P L 协议)是一种保守的策略,不论有无冲突,在存取对象前都要加锁,而且所有的锁只有在事务结束时才能释放,由于对象拥有锁的时间长,使事务可能发生阻塞和死锁,另外还要为数据对象保存大量锁控制信息,增加了系统开销,使得其响应时间比非锁机制慢.非锁控制方法比锁方法增加了事务处理的并发度,而且比较可靠,没有死锁的危险.两段封锁(2P L )技术可简单认为是一种保证事务执行的串行性次序的方法,它用上锁和开锁来执行,并用事务得到锁的先后次序作为事务操作执行的次序.SG T 的并发控制通过检测可串行化图无环允许任何交叉的读写操作是可串行的,因此比2P L 约束更加宽厚些.而2P L 约束相对要苛刻些,它不允许某些交叉的读写操作.由以上算法可以看出2P L 不需为了达到事务的可串行化而强制事务卷回,而SG T 是要通过强制终止或夭折实现事务的可串行化.2P L 虽然概念简单,但有死锁和降低并发度的缺点,需要构造等待图来检测死锁或预先申请所需的所有资源,但这样必定造成事务串行执行,降低了事务的并发度.SG T 能克服以上问题,保证并发控制技术一致性,可串行化和非2P L ,从而减少额外开销.例如一个由T 1:R (x )W (y )和T 2:W (x )R (y )事务并发执行时的调度:T 1 T 2 RL (x )W L (y )r 1(x )w 2(y )::12第1期金　蓉等:事务并发控制中的两段锁和可串行化冲突图的对比在此情况下由于T 1等待T 2释放数据对象y 的写锁而T 2也在等待T 1释放数据对象x 的读锁双方陷入等待状态从而造成死锁,2P L 应用的锁表格式(其中R L 表示读锁,W L 表示写锁)如下:Data Locks granted Locks requested (Waited )x〈T 1,RL 〉〈T 2,W L 〉y〈T 2,W L 〉〈T 1,RL 〉………图2　等待图为了防止死锁情况的发生,可以在不影响其并发度情况下建立等待图如图2所示.由图2可知经过检验该等待图,发现T 1和T 2构成环从而会造成死锁,因此2P L 还需辅助手段来检测死锁.而如果是采用SG T 方法只需对每个事务设立相应读写集就可以了,如R-SCH[T 1]={x},W -SCH[T 1]={y},R -SCH[T 2]={y},W -SCH [T 2]={x},如果T i →T j 有边就表示事务T i 与T j 有读写,写读或写写冲突,事务T 1和T 2经读写集判断冲突后构造可串行化冲突图如图3所示,根据算法规则判断事务T 1和T 2构成了环,因此需要终止其图3　可串行化冲突图中一事务而防止执行时事务间产生死锁.由实际应用对比可知,2P L 无预处理和事后处理需要,而SG T 需要预先定义数据操作的读集和写集.2P L 使用两个数据结构是锁表和等待列表,较SG T复杂,SG T 只需读集和写集数据结构就可以了,只不过SG T 的读写集是事务的读写对象.此外2P L 在阻塞操作解除时,2P L 必须查找整个等待列表去发现阻塞事务然后企图获得锁,这不仅费时而且也不保证事务在同样的关系上又一次阻塞.同样的事务可能持续阻塞,放在等待列表中,然后从表中删除,试图再次获得锁,又被阻塞,没有理论上限制这种情况发生的次数.因此2P L 又可能造成活锁现象.SG T 中表示活跃事务的结点没有入边时,该事务就可从冲突图中删除并且移去相连边,因为如果该结点无入边就将在冲突图中不会加到形成的环中,这样就提高了事务的执行效率和并发度.所以SG T 的负载随着冲突的增大能保持稳定而2P L 则提高,SG T 的响应时间随着数据共享水平的提高而更好,SG T 的吞吐率在大多数情况下比2P L 好,SG T 在较高冲突情况下有较好的性能.2P L 在无冲突,无死锁环境下可能比SG T 少一些CPU 负载,而在高冲突系统中隐含许多死锁,SG T 性能将好些[3,4].5　结　论SG T 比2P L 具有较高的并发度,在低冲突情况下,2P L 性能要好些,而在高冲突情况下,SG T 性能要好些.SG T 方法是用可串行化图获得数据流的可串行化调度.从结构上来看,2P L 虽简单但数据结构较SG T 复杂,因此响应时间和吞吐率会比SG T 差些,但目前许多大型数据库例如Oracle8i 和分布式数据库中仍采用2P L 方法.除此以外,2P L 还有一些扩展和改进的并发控制技术,在实时数据库和分布式数据库中都有应用.参考文献:[1]Ngamsuriyaroj S ,K eefe T ,Hurs on A.Maintaining consistency of the security policy using timestam p ordering[A].Bob Werner.C od 2ing and com puting[C].Las Vegas :IEEE C om puter S ociety ,2002.164～170.[2]Hung S L ,Lam K W ,Lam K Y.E fficient technique for per formance analysis of locking protocols[A ].Vijay K Madisetti ,Erol G e 2lenbe ,Jean C Walrand.M odeling analysis and simulation 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concurrency control methods including tw o -phase locking and serialization graph from the aspect of locking mechanism and non -locking mechanism ,introduce the rules and data structures ,and then com pare their strongpoints and drawbacks of performance from the conflict se 2rializability of transaction and the structures of concurrency control.K ey w ords :locking ;tw o -phase locking ;serialization graph testing (责任编辑　肖　铿)(上接第5页)从而M ∈J 2(G ),由已知θ(M )中存在一个正规极大θ-子群偶(C ,D )使得Δ1(G/D )≠1,由引理4,有N ≤D ,由引理1,有(C/N ,D/N )为θ(M/N )中的正规极大θ-子群偶且Δ1((G/N )/(D/N ))≠1,根据归纳法G/N 可解,设N 为G 的唯一极小正规子群.若N ≤Δ2(G ),则G 可解;若N ⁄Δ2(G ),则存在M 1∈J 2(G )且N ⁄M 1使得G =M 1N 且C ore M 1=1,(N ,1)为M 1的唯一正规极大的θ-子群偶,由已知Δ1(G )≠1,因Δ1(G )ΔG ,所以N ≤Δ1(G ),由Δ1(G )之超可解性知N 可解,从而G 可解.参考文献:[1]Mukherjee N P ,Bhattacharya P.On theta pairs for a maximal subgroup[J ].Proc Amer Math S oc ,1990,109(3):589～596.[2]杨立英.关于有限群可解的几个定理[J ].广西师范学院学报(自然科学版),2003,20(1):5～7.[3]赵耀庆.有限群极大子群的θ-子群偶[J ].数学学报,1997,40(1):67～72.[4]樊　恽.关于极大子群的三个问题[J 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