前置知识，参考上一篇博客：CMU15-445-Spring-2023-Project #4 - 前置知识（lec15-20）

通过添加一个锁管理器在 BusTub 中支持事务，然后将其用于并发查询执行。锁管理器将支持五种锁模式下的表锁和元组锁：intention-shared、intention-exclusive、shared-intention-exclusive、shared、exclusive。锁管理器将处理来自事务的锁请求，向事务授予锁，并根据事务的隔离级别检查锁是否被适当释放。

Task #1 - Lock Manager

为确保事务操作的正确交错，DBMS 使用锁管理器（LM）来控制何时允许事务访问数据项。锁管理器的基本原理是维护一个内部数据结构，其中包含活动事务当前持有的锁。事务在访问数据项之前向 LM 发出锁请求，LM 要么授予锁，要么阻止事务直到锁可用，要么中止事务。
BusTub 系统将有一个全局 LM。当事务尝试访问或修改元组时，TableHeap 和 Executor 类将使用 LM 获取tuple record（通过 RID）上的锁。
LM 必须实现分层表级和元组级意向锁以及三个隔离级别：READ_UNCOMMITED、READ_COMMITTED 和 REPEATABLE_READ。LM 应根据事务的隔离级别授予或释放锁。

Isolation Levels (Strongest to Weakest)

• SERIALIZABLE: 无幻读，所有读取均可重复，并且无脏读
  • Possible implementation: Index locks + Strict 2PL
• REPEATABLE READS：可能会有幻读
  • Possible implementation: Strict 2PL
• READ-COMMITTED：可能会发生幻读和不可重复读
  • Possible implementation: Strict 2PL for exclusive locks, immediate release of shared locks after a read
• READ-UNCOMMITTED：所有异常情况都可能发生
  • Possible implementation: Strict 2PL for exclusive locks, no shared locks for reads

代码实现：

提供了一个事务上下文句柄（include/concurrency/transaction.h），该句柄带有隔离级别属性（即 READ_UNCOMMITED、READ_COMMITTED 和 REPEATABLE_READ）及其获取的锁的相关信息。LM 需要检查事务的隔离级别，并在lock/unlock请求中表现正确的行为。任何无效的加锁操作都会导致 ABORTED 事务状态（隐式终止）并引发异常。锁定尝试失败（如死锁）不会导致异常，但 LM 应对锁定请求返回 false。
Impl：
concurrency/lock_manager.cpp
include/concurrency/lock_manager.h

• LockTable(Transaction, LockMode, TableOID)
  • 检查隔离级别，输出 LOCK_ON_SHRINKING 和 LOCK_SHARED_ON_READ_UNCOMMITTED 错误；
  • 获得对应 table oid 的 lock request queue；
  • 遍历 queue 看是否可以进行 lock upgrade；
  • 若当前请求的 lock 与持有的 lock 相同，返回 true；
  • 若多个 lock upgrade 并发，返回 UPGRADE_CONFLICT；
  • 检查升级是否兼容，若兼容，则 drop 当前持有的锁，然后将其插入等待 granted。如果是新的锁请求，直接将其追加到 queue 的末尾。
  • 使用 conditional variable 在 lock request queue 等待，直到拿到锁或者被abort（如果发生了死锁，task2中实现的死锁检测时有可能将该请求abort）
  • 等待的条件是：
    • 对于 granted 的 request，检查 compatibility table 是否兼容（升级兼容是指同一事务的，而这边的兼容检查是对于该 table 持有的 lock）；
    • 因为条件变量的 notify 通知的是所有等待的事务，需要确保 upgrade 的请求被优先处理，即有 upgrading 标记则优先 grant（事务即真正持有锁，通过set分类别存储）
  • 将 granted 置为true。
• UnlockTable(Transction, TableOID)
  • 只有当该事务不持有该表的任一row的锁，才能释放表粒度锁；
  • 需要确保当前事务持有锁；
  • 只有 unlock S 或 X 锁才能更新事务状态至 shrinking；
  • 事务释放锁（set进行erase），条件变量通知阻塞的 upgrade；
• LockRow(Transaction, LockMode, TableOID, RID)
  • 基本一致，除个别规则；
• UnlockRow(Transaction, TableOID, RID, force)
  • 基本一致，除个别规则；
  • force 参数：因为执行器实现可能需要先确定一个元组是否可访问，然后再决定是否包含它。如果 force 设为 true，操作将绕过所有 2PL 检查，就像元组没有被锁定一样，在代码中表现为不更新 txn 的状态为 shrinking；

note：request_queue_修改为共享指针类型的list。

Task #2 - Deadlock Detection

锁管理器应在后台线程中运行死锁检测，定期构建等待图（Waits-for graph），并根据需要中止事务以消除死锁。

• AddEdge(txn_id_t t1, txn_id_t t2): Adds an edge in your graph from t1 to t2, representing that t1 is waiting for t2. If the edge already exists, you don’t have to do anything.
• RemoveEdge(txn_id_t t1, txn_id_t t2): Removes edge t1 to t2 from your graph. If no such edge exists, you don’t have to do anything.
• HasCycle(txn_id_t& txn_id): Looks for a cycle by using depth-first search (DFS). If it finds a cycle, HasCycle should store the transaction id of the **youngest **transaction in the cycle in txn_id and return true. Your function should return the first cycle it finds. If your graph has no cycles, HasCycle should return false.
• GetEdgeList(): Returns a list of tuples representing the edges in your graph. We will use this to test correctness of your graph. A pair (t1,t2) corresponds to an edge from t1 to t2.
• RunCycleDetection(): Contains skeleton code for running cycle detection in the background. You should implement your cycle detection algorithm here.

note：将 waits_for_修改为 map 类型，因为 unordered_map 是无序的。
关于GraphTest测试，discord上的解释：

Task #3 - Concurrent Query Execution

为支持并发查询执行，执行器必须根据需要锁定和解锁表和元组，以实现事务中指定的隔离级别。为了简化这项工作，可以忽略并发索引执行，只关注堆文件中存储的数据。
更新 project 3 中实施的 executors（顺序扫描、插入和删除）的 Next() 方法。请注意，事务应在 lock/unlock 失败时中止。如果事务中止，则需要撤销先前的写操作；为此，需要维护每个事务中的 write_set，事务管理器的 Abort() 方法会使用该write_set。如果执行器无法获取锁，则应抛出 ExecutionException，以便执行引擎告知用户查询失败。
不应假设一个事务只包含一个查询。具体来说，这意味着一个元组可能在一个事务中被不同的查询访问不止一次。请考虑在不同隔离级别下应如何处理。（notes：这也就是为什么在遍历lock request queue时使用迭代器，因为remove删除了所有，而erase只删除当前迭代器指向的元素）
Impl:

• src/execution/seq_scan_executor.cpp
• src/execution/insert_executor.cpp
• src/execution/delete_executor.cpp
• src/concurrency/transaction_manager.cpp

隔离级别

一般来说在获取表粒度的锁时，遵守 Multilevel Locking 的规范，统一先获取意向锁。

• 无论隔离级别如何，事务都应为所有写操作加 X 锁，直到提交或终止。
• 对于 REPEATABLE_READ，事务应为所有读操作加 S 锁，直到提交或终止。
• 对于 READ_COMMITTED，事务应为所有读操作加 S 锁，但可以立即释放。
• 对于 READ_UNCOMMITTED，事务无需为读操作加任何 S 锁。

SeqScan Executor

• 在 Init 中，获取一个表锁。使用 MakeEagerIterator 而不是 MakeIterator 来获取迭代器（在 Project 3 的 UpdateExecutor 中引入了 MakeIterator 以避免万圣节问题，但现在不需要）。
• 在 Next 中：
  1. 获取表迭代器的当前位置。
  2. 根据隔离级别的需要锁定元组。
  3. 抓取元组。检查元组元，如果已执行过滤推送扫描，则检查谓词。
  4. 如果元组不应被该事务读取，则强制解锁该行。否则，根据隔离级别的需要解锁该行。
  5. 如果当前操作是删除（通过检查执行器上下文 IsDelete()，对于 DELETE 和 UPDATE，IsDelete() 将设为 true），则应假定扫描的所有元组都将被删除，并在第 2 步中根据需要对表和元组加 X 锁。

Insert Executor

• 在 Init 中获取表锁
• 在 Next 中将锁管理器、事务对象和表 id 传递给 InsertTuple，以便原子插入并锁定一个元组。请确保根据需要维护write set。

Delete Executor

• 如果在执行器上下文中基于 IsDelete() 正确实现了 SeqScanExecutor，则无需在此执行器中使用任何锁。
• 请确保在 Next 中维护 write set。

Transaction Manager

• 在 Commit 中，除了释放所有锁外，一般不需要做任何事情。
• 在 Abort 中，应根据write set还原该事务的所有更改（table和index）。

实验结果