并發(fā)控制課后答案

1、第八章并發(fā)控制時(shí)間：2021.02.09創(chuàng)作人：歐陽歷習(xí)題解答和解析或修改同一數(shù)據(jù)的情況。若對并發(fā)操作不加控制就可能會 番蠶勲芻澀讓廐船I庫的一致性。所以數(shù)據(jù)論8.1(P266)o(3)讀”臟”數(shù)據(jù)(Dirty Read)讀”臟”數(shù)據(jù)是指事務(wù)T1 修改集一數(shù)據(jù)，并將箕寫回磁盤,事務(wù)T2讀取同一數(shù)據(jù) 后,T1由于某種原因被撤銷，這時(shí)T1已修改過的數(shù)據(jù)恢復(fù)原 值,T2讀到的數(shù)據(jù)就與數(shù)據(jù)庫中的數(shù)據(jù)不一致，則T2讀到的 數(shù)據(jù)就為”臟”數(shù)據(jù)：即不正確的數(shù)據(jù)。避免不一致性的方法和技術(shù)就是并發(fā)控制。最常用的 技術(shù)是封鎖技術(shù)。也可以由其施後術(shù)，1列如左分布莪藪據(jù) 庫系統(tǒng)中可以采用時(shí)間戳方法來進(jìn)行并發(fā)控制。3.

2、 3.存么是圭扌鎖？1. 1. 在數(shù)堀庫中為什么要并發(fā)控制？一行。酸漣芻婁鐸爵桃蘭詐暑鋼叮2. 2.并發(fā)操作可能會產(chǎn)生哪幾類數(shù)據(jù)不一致?用什么方法能避免各種不一致的情況？答：并發(fā)操作帶來的數(shù)據(jù)不一致性包括三類：丟失修 改、不可重復(fù)讀和讀”臟”數(shù)據(jù)。(1)丟失修改(Lost Update)兩個(gè)事務(wù)T1和T2讀入同 一數(shù)據(jù)并修改2提交的給果破壞了(覆蓋了)T1提交的結(jié) 果，導(dǎo)致T1的修改被丟失。Q)不可重復(fù)讀(Non -Repeatable Read)不口J重復(fù)讀是 指事另T1讀取數(shù)據(jù)后，事務(wù)T2執(zhí)行更新操作，使T1無法再 現(xiàn)前一次讀取結(jié)果。爪可重復(fù)讀包括三種情況:詳見概答：封鎖就是事務(wù)T在對某個(gè)

3、數(shù)據(jù)對象例如表、記錄 等操作之前，先向系統(tǒng)發(fā)出請求，對其加鎖。加鎖后事務(wù)T 就對該數(shù)據(jù)對彖有了一定的控制,在事務(wù)T釋放它的鎖之前 其他的事務(wù)不能更新此數(shù)據(jù)對象。封鎖是實(shí)現(xiàn)并發(fā)控制的 一個(gè)菲常童宴的技耒。4. 4基本的封盛類型有幾種？試述它們的含義。答:基本的蚩寸鎖類剛有兩種：排它鎖(ExclusiveLocks,簡稱X鎖)和共享鎖(Share Locks,簡稱S鎖)。排它鎖又稱為寫鎖。若事務(wù)T對數(shù)據(jù)對象A加上X鎖， 則只允許T讀取和修改A,其他任何事務(wù)都不能再對A加任 何類型的鎖，直到T釋放A上的鎖。這就保證了其他事務(wù)在 T釋放A上的鎖之前不能再讀取和修改A-共享鎖又稱為讀鎖。若事務(wù)T對數(shù)據(jù)對

4、象A加上S鎖， 則事務(wù)T可以讀A但不能修改A,其他事務(wù)只能再對A加S 鎖，而不能加X鎖,直到T釋放A上的S鎖。這就保證了其 他事務(wù)可以讀A,但在T釋放A上的S鎖之前不能對A做任 何修改。5如何用封鎖機(jī)制保證數(shù)據(jù)的一致性？答：DBMS在對數(shù)據(jù)進(jìn)行讀、寫操作之前首先對該數(shù)據(jù) 執(zhí)行封鎖操作，例如下圖中事務(wù)T1在對A進(jìn)行修改之前先 對A執(zhí)行XLock(A),即對A加X鎖。這樣，當(dāng)T2請求對A加 X鎖時(shí)就被拒絕,T2只能等待T1釋放A上的鎖后才能獲得 對A的X鎖,這時(shí)它讀到的A是T1更新后的值，再按此新的 A值進(jìn)行運(yùn)算。這樣就不會丟失T1的更新。DBMS按照一定的封鎖協(xié)議，對并發(fā)操作進(jìn)行控制，使得 多個(gè)

5、并發(fā)操作有序地執(zhí)行，就可以避免丟失修改、不可重復(fù) 讀和讀”臟“數(shù)據(jù)等數(shù)據(jù)不一致性。6 什么是封鎖協(xié)議？不同級別的封鎖協(xié)議的主要區(qū)別是什么？答：在運(yùn)用封鎖技術(shù)對數(shù)據(jù)加鎖時(shí)，要約定一些規(guī)則。例如準(zhǔn)運(yùn)用X鎖和S鎖對數(shù)據(jù)對象加鎖時(shí)，要約定何時(shí)申 請X做或S鎖、何時(shí)釋放封鎖等。這些約定或者規(guī)則稱為 封*鎖協(xié)議(locking Protocol)o對封鎖方式約定不同的規(guī) 貝I 7就形成了各種不同的封鎖協(xié)議、不同級別的封鎖協(xié)議， 例如概論8.3中介紹的三級封鎖協(xié)議，三級協(xié)議的主要 區(qū)別在于什么操作需要申請封鎖，何時(shí)申請封鎖以及何時(shí)釋 放鎖(即持鎖時(shí)間的長題。一級封鎖協(xié)議：事霧T在修改數(shù)據(jù)R之前必須先對其加X

6、鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。二奴封鎖協(xié)議：一級封鎖協(xié)議加上事務(wù)T在讀取數(shù)據(jù)R 之前必須先對其加S鎖：讀完后即可釋放S鎖。三級封鎖協(xié)議：一級封鎖協(xié)議加上事務(wù)T在讀取數(shù)據(jù)R 之前必須先對其加S鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。7 不同封鎖協(xié)議與系統(tǒng)一致性級別的關(guān)系是什么？答：不同的封鎖協(xié)議對應(yīng)不同的一致性級別。 一級封鎖協(xié)議可防止丟失修改，并保證事務(wù)T是可恢復(fù) 的。在一級封鎖協(xié)議中，對讀數(shù)據(jù)是不加S鎖的，所以它不 能保證可重復(fù)讀和不讀“臟“數(shù)據(jù)。二級封鎖協(xié)議除防止了丟失修改,還可進(jìn)一步防止讀” 臟”數(shù)據(jù)。在二級封鎖協(xié)議中，由于讀完數(shù)據(jù)后立即釋放S 鎖,所以它不能保證可重復(fù)讀。在三級封鎖協(xié)議中，無論是讀數(shù)據(jù)還是寫

7、數(shù)據(jù)都加長 鎖，即都要到事務(wù)結(jié)束才釋放封鎖。所以三級封鎖協(xié)議除防止了丟失修改和不讀”臟”數(shù)據(jù)外，還進(jìn)一步防止了不可重 復(fù)讀。下面的表格清楚地說明了封鎖協(xié)議與系統(tǒng)一致性的關(guān) 系。X鎖S鎖一致性保證操作結(jié) 朿 釋矗事務(wù)結(jié) 束操作結(jié) 朿 釋放事務(wù)結(jié) 朿 釋放不丟失 修改不讀臟 數(shù)拯可重 復(fù)讀一級封鎖協(xié) 議V二級封鎖協(xié) 議VVJ三級封鎖協(xié) 議JVV8 什么是活鎖?什么是死鎖?答：TI T2 T3T4lockRlockR等待lockRUnlock等待lock R等待等待等待等待等待Unlock等待等待lock R等待如果事務(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù)R,事務(wù)T2飛又請求封鎖R, 于是T2等彳蘇T3也請求封鎖R,當(dāng)T

8、1醫(yī)放了 R上的封鎖 之后系統(tǒng)首先批準(zhǔn)了 T3的請求,T2仍然啓待。然后T4又請 求封鎖R,當(dāng)T3釋放了 R上的封鎖之后系統(tǒng)又批準(zhǔn)了 T4的 請求平2有可能永遠(yuǎn)等待,這就是活鎖的情形?；铈i的含義 是該等待事務(wù)等待時(shí)間太長，似乎被鎖住了，實(shí)際上可能被如果事務(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù)R1,T2封鎖了數(shù)據(jù)R2,然后 T1又請求封鎖R2,因T2已封鎖了 R2,于是T1等待T2釋放 R2上的鎖。接著T2又申請封鎖R1,因T1已封鎖了 R1,T2 也只能等待T1釋放R1上的鎖。這梓就出現(xiàn)了 T1在等待T2, 而T2又在等待T1的局面,T1和T2兩個(gè)事務(wù)永遠(yuǎn)不能結(jié)束， 形成死鎖。T1lock R1T2lock R2.

9、等待等待lock R1等待等待9試述活鎖的產(chǎn)生原扶I和解決方法。lock R2答：活鎖產(chǎn)生的原因：當(dāng)一系列封鎖不能按照其先后 順序執(zhí)行時(shí),就可能導(dǎo)致一些事務(wù)無限期等待某個(gè)封鎖，從 而導(dǎo)致活鎖。避免活鎖的簡單方法是采用先來先服務(wù)的策略。當(dāng)多 個(gè)事務(wù)請求封鎖同一數(shù)據(jù)對彖時(shí)，封鎖子系統(tǒng)按請求封鎖的 先后次序?qū)κ聞?wù)排隊(duì)，數(shù)據(jù)對象上的鎖一旦釋放就批準(zhǔn)申請 隊(duì)列中第一個(gè)事務(wù)獲得鎖。10 請給岀預(yù)防死鎖的若干方法。答：在數(shù)據(jù)庫中，產(chǎn)生死鎖的原因是兩個(gè)或多個(gè)事務(wù)都 已封鎖了一些數(shù)據(jù)對彖,然后又都請求已被其他事務(wù)封鎖的 數(shù)據(jù)加鎖，從而出現(xiàn)死等待。防止死鎖的發(fā)生其實(shí)就是要破壞產(chǎn)生死鎖的條件。預(yù) 防死鎖通常有兩種方

10、法：(1) 一次封鎖法,要求每個(gè)事務(wù)必須一次將所有要使用的數(shù)據(jù)全部加鎖，否則就不能繼續(xù)執(zhí)行；(2)順序封鎖法，預(yù)先對數(shù)據(jù)對象規(guī)定一個(gè)封鎖順序,所 有事芬都按這個(gè)順序?qū)嵭蟹怄i。不過，預(yù)防死鎖的策略不大適合數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的特點(diǎn)，具 體原因可參見概論8.4oDBMS并發(fā)控制子系統(tǒng)檢測到死鎖后，就要設(shè)法解除。通 常采用的方法是選擇一個(gè)處理死鎖代價(jià)巖小的事務(wù),將其撤 消，釋放此事務(wù)持有的所有鎖，使其他事務(wù)得以繼續(xù)運(yùn)行下 去。當(dāng)然,對撤銷的事務(wù)所執(zhí)行的數(shù)據(jù)修改操作必須加以恢11請給出檢測死鎖發(fā)生的一種方法，當(dāng)發(fā)生死鎖后如何解 除死鎖？答：數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)一般采用允許死鎖發(fā)生,DBMS檢測到死 鎖后加以解除的方法。D

11、BMS中診斷死鎖的方法與操作系統(tǒng) 類似? 一般使用超時(shí)法或事務(wù)等待圖法。超時(shí)法是：如果一個(gè)事務(wù)的等待時(shí)間超過了規(guī)定的時(shí) 限，就認(rèn)為發(fā)生了死鎖。超時(shí)法實(shí)現(xiàn)簡單，但有可能誤判死 鎖，事務(wù)因其他原因長時(shí)間等待超過時(shí)限咄，系統(tǒng)會誤認(rèn)為 發(fā)生了死鎖。若時(shí)限設(shè)置得太長，又不能及時(shí)發(fā)現(xiàn)死鎖發(fā)復(fù)C12：什么樣的并發(fā)調(diào)度是正確的調(diào)度？答：可串行化(Serializable)的調(diào)度是正確的調(diào)度。 可串行化的調(diào)度的定義：多個(gè)事務(wù)的并發(fā)執(zhí)行是正確 的，當(dāng)且僅當(dāng)其結(jié)果與按某一次序串行執(zhí)行它們時(shí)的結(jié)果相 同，稱這種調(diào)度策略為可串行化的調(diào)度。13設(shè)T1,T2,T3是如下的3個(gè)事務(wù):T1:A:二A+2;T2:A:=A*2;*

12、 AA*刁設(shè)A陌初值為0。(J若這3個(gè)事務(wù)允許并行執(zhí)行，則有多少可能的正確 結(jié)果?諸一一列舉出來。答:A的最終結(jié)果可能有2、4、8、16。因?yàn)榇袌?zhí)行次序有T1 T2 T3、T1 T3 T2、T2 T1 T3、T2 T3 Tl、T3 T1 T2、T3 T2 TU對應(yīng)的執(zhí)行結(jié)果是16、8、4、2、4、2o (2)請給出一個(gè)可串行化的調(diào)度，并給岀執(zhí)行結(jié)果T1T2T3slock AY 二 A=0 Unlock AXlock A歐陽歷創(chuàng)編Slock A2021.02.09A二Y+2等待 寫回A(二2)等待 Unlock A 等待Y二 A二 2Unlock AXlock AT1T2T3Slock AY二

13、 A 二0Unlock ASlock AY二 A二 0Xlock A 等待 Unlock AA 二 Y+2 寫回A(=2)Unlock A 等待Slock Ak AA二Y*2Unlock AXlocXlock A等待等待寫回A(二4) 等待 Unlock AA 二 丫*2 寫回A(=0) Unlock A質(zhì)餐鑿宋皇爲(wèi)盤報(bào)讎鍛鷺給出一個(gè)不產(chǎn)A二Y*2等待Slock A寫回A（二4）等待Unlock A 等待Y二 A二4Unlock AXlock A寫回A(=16)Unlock A最后結(jié)果A為16,是可串行化的調(diào)度。 Q）請給岀一個(gè)非串行化的調(diào)度，并給出執(zhí)行結(jié)果。生蹩的可串行化調(diào)度。SloclT1

14、 AY=A=0Xlock AA=Y+2 寫回A(=2UnlockY=A=2Xlock A筲待T2T3Xlock AA二Y*2Slock A 等待 等待寫回a(二4)等待UnlockSlockAM2A 等待A等待寫回A(=16)Unlock A(5)若這3個(gè)事務(wù)都遵守兩段鎖協(xié)議，請給岀一個(gè)產(chǎn)生 死鎖的調(diào)度T3答：T1SlockSlockXloc等彳*lock A靠待Y二 A 二0Xlock A等待念。Slock14試述兩段鎖協(xié)議的概答：兩段鎖協(xié)議是指所有事務(wù)必須分兩個(gè)階段對數(shù)據(jù) 項(xiàng)加鎖和解鎖。在對任何數(shù)據(jù)進(jìn)行讀、寫操作之前，首先要申請并獲得對該數(shù)據(jù)的封鎖；在釋放一個(gè)封鎖之后,事務(wù)不再申請 和獲得

15、任何其他封鎖?！眱啥巍钡暮x是,事務(wù)分為兩個(gè)階段：第一階段是獲得封鎖，也稱為擴(kuò)展階段，在這階段，事務(wù) 可以申請獲得任何數(shù)據(jù)項(xiàng)上的任何類型的鎖,但是不能釋放 任彳可鎖；第二階段是釋放封鎖，也稱為收縮階段，在這階段，事務(wù) 釋放已經(jīng)獲得的鎖，但是爪能再申請任何鎖。15 .試證明，若并發(fā)事務(wù)遵守兩段鎖協(xié)議，則對這些事務(wù)的并 發(fā)調(diào)度是可串行化的。證明：首先以兩個(gè)并發(fā)事務(wù)T1和T2為例?存在多個(gè)并 發(fā)事務(wù)的情形可以類推。根據(jù)可串行化定義可知，事務(wù)不可 串行化只可能發(fā)生在下列兩種情況：(1) 事務(wù)門寫某個(gè)數(shù)據(jù)對象A,T2讀或?qū)慉；(2) 事務(wù)T1讀或?qū)懩硞€(gè)數(shù)據(jù)對象A,T2寫Ao 下面稱A為潛在沖突對象。設(shè)T1和T2訪問的潛在沖突的公共對象為A A2 eAn o不矣二般性，假設(shè)這組潛在沖突對象中X二A1,A2,Ai均符合情況(1)。Y二Ai+l,An符合所情 況。vXeX,Tl 需要 Xlock x T2 需要 Slock x 或 Xlock x 1) 1)如果操作先執(zhí)行，則T1獲得鎖,T2等待由于遵守兩段鎖協(xié)議,T1在成功獲得X和Y中全部對象 及非潛在沖突對象的鎖后,才會釋放鎖。這時(shí)如果或Y,T2已獲得w的鎖,則岀現(xiàn)死鎖；否則,T1在對X、Y中對象全部處理完畢后,T2才