并發(fā)控制課后答案-簡述并發(fā)控制

1、1/7第八章并發(fā)控制習題解答和解析1.1.在數(shù)據(jù)庫中為什么要并發(fā)控制?答：數(shù)據(jù)庫是共享資源,通常有許多個事務同時在運行。當多個事務并發(fā)地存取數(shù)據(jù)庫時就會產(chǎn)生同時讀取和/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存取和存儲不正確的數(shù)據(jù),破壞數(shù)據(jù)庫的一致性。所以數(shù)據(jù)庫管理系統(tǒng)必須提供并發(fā)控制機制。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、不可重復讀和讀臟數(shù)據(jù)。(1)丟失修改(LostUpdate)兩個事務T1和T2讀入同一數(shù)據(jù)并修改,T2提交的結果破壞了(覆蓋了)T1提交的結果,導致T1的修改被丟失。(2

2、)不可重復讀(Non-RepeatableRead)不可重復讀是指事務T1讀取數(shù)據(jù)后,事務T2執(zhí)行更新操作,使T1無法再現(xiàn)前一次讀取結果。不可重復讀包括三種情況:詳見概論8.1(P266)。(3)讀臟數(shù)據(jù)(DirtyRead)讀臟數(shù)據(jù)是指事務T1修改某一數(shù)據(jù),并將其寫回磁盤,事務T2讀取同一數(shù)據(jù)后,T1由于某種原因被撤銷,這時T1已修改過的數(shù)據(jù)恢復原值,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就是并發(fā)控制。最常用的技術是封鎖技術。也可以用其他技術，例如在分布式數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中可以采用時間戳方法來進行并發(fā)控制。3.3.什么是封鎖?答

3、：封鎖就是事務T在對某個數(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T就對該數(shù)據(jù)對象有了一定的控制,在事務T釋放它的鎖之前,其他的事務不能更新此數(shù)據(jù)對象。封鎖是實現(xiàn)并發(fā)控制的一個非常重要的技術。4.4.基本的封鎖類型有幾種?試述它們的含義。答：基本的封鎖類型有兩種：排它鎖(ExclusiveLocks,簡稱X鎖)和共享鎖(ShareLocks,簡稱S鎖)。排它鎖又稱為寫鎖。若事務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T

4、對數(shù)據(jù)對象A加上S鎖,則事務T可以讀A但不能修改A,其他事務只能再對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.如何用封鎖機制保證數(shù)據(jù)的一致性?答：DBMS在對數(shù)據(jù)進行讀、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T1在對A進行修改之前先對A執(zhí)行XLock(A),即對A加X鎖。這樣,當T2請求對A加X鎖時就被拒絕，T2只能等待T1釋放A上的鎖后才能獲得對A的X鎖,這時它讀到的A是T1更新后的值,再按此新的A值進行運算。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)操作進行控制,使得多個并發(fā)操作有

5、序地執(zhí)行,就可以避免丟失修改、不可重復讀和讀臟數(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：在運用封鎖技術對數(shù)據(jù)加鎖時,要約定一些規(guī)則。例如,在運用X鎖和S鎖對數(shù)據(jù)對象加鎖時,要約定何時申請X鎖或S鎖、何時釋放封鎖等。這些約定或者規(guī)則稱為封鎖協(xié)議(lockingProtocol)。對封鎖方式約定不同的規(guī)則,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,何時申請封鎖以及何時釋放鎖(即持鎖時間的長短)。一級封鎖協(xié)議：事務T在修改數(shù)據(jù)R之前必須先對其加X鎖,直到事務結束才釋放。二級封鎖

6、協(xié)議：一級封鎖協(xié)議加上事務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T在讀取數(shù)據(jù)R之前必須先對其加S鎖,直到事務結束才釋放。7.不同封鎖協(xié)議與系統(tǒng)一致性級別的關系是什么?答：不同的封鎖協(xié)議對應不同的一致性級別。一級封鎖協(xié)議可防止丟失修改,并保證事務T是可恢復的。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讀。在三級封鎖協(xié)議中,無論是讀數(shù)據(jù)還是寫數(shù)據(jù)都加長鎖，即都要到事務結束才釋放封鎖。所以三級封鎖

7、協(xié)議除防止了丟失修改和不讀臟數(shù)據(jù)外,還進一步防止了不可重復讀。下面的表格清楚地說明了封鎖協(xié)議與系統(tǒng)一致性的關系。X鎖S鎖一致性保證操作結束釋放事務結束釋放操作結束釋放事務結束釋放不丟失修改不讀臟數(shù)據(jù)可重復讀一級封鎖協(xié)議二級封鎖協(xié)議三級封鎖協(xié)議8.什么是活鎖?什么是死鎖?答：TIT2T3T4lockR.lockR.等待lockR.Unlock等待.lockR.等待.等待.等待.等待.等待Unlock等待.等待.lockR.等待.如果事務T1封鎖了數(shù)據(jù)R，事務T2飛又請求封鎖R,于是T2等待。T3也請求封鎖R，當T1釋放了R上的封鎖之后系統(tǒng)首先批準了T3的請求,T2仍然等待。然后T4又請求封鎖R，

8、當T3釋放了R上的封鎖之后系統(tǒng)又批準了T4的請求T2有可能永遠等待,這就是活鎖的情形?；铈i的含義是該等待事務等待時間太長，似乎被鎖住了,實際上可能被激活。如果事務Tl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Rl上的鎖。這樣就出現(xiàn)了T1在等待T2,而T2又在等待Tl的局面,T1和T2兩個事務永遠不能結束,形成死鎖。T1T2lockR1.lockR2.lockR2.等待.等待lockR1等待等待9.試述活鎖的產(chǎn)生原因和解決方法。答：活鎖產(chǎn)生的原因：當一系列封鎖不

9、能按照其先后順序執(zhí)行時,就可能導致一些事務無限期等待某個封鎖,從而導致活鎖。避免活鎖的簡單方法是采用先來先服務的策略。當多個事務請求封鎖同一數(shù)據(jù)對象時,封鎖子系統(tǒng)按請求封鎖的先后次序對事務排隊,數(shù)據(jù)對象上的鎖一旦釋放就批準申請隊列中第一個事務獲得鎖。10.請給出預防死鎖的若干方法。答：在數(shù)據(jù)庫中,產(chǎn)生死鎖的原因是兩個或多個事務都已封鎖了一些數(shù)據(jù)對象,然后又都請求已被其他事務封鎖的數(shù)據(jù)加鎖,從而出現(xiàn)死等待。防止死鎖的發(fā)生其實就是要破壞產(chǎn)生死鎖的條件。預防死鎖通常有兩種方法：(1)一次封鎖法,要求每個事務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,預先對數(shù)據(jù)對象規(guī)定一

10、個封鎖順序,所有事務都按這個順序實行封鎖。不過,預防死鎖的策略不大適合數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的特點,具體原因可參見概論8.4。11.請給出檢測死鎖發(fā)生的一種方法,當發(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。DBMS中診斷死鎖的方法與操作系統(tǒng)類似,一般使用超時法或事務等待圖法。超時法是：如果一個事務的等待時間超過了規(guī)定的時限，就認為發(fā)生了死鎖。超時法實現(xiàn)簡單,但有可能誤判死鎖,事務因其他原因長時間等待超過時限時,系統(tǒng)會誤認為發(fā)生了死鎖。若時限設置得太長,又不能及時發(fā)現(xiàn)死鎖發(fā)生。DBMS并發(fā)控制子系統(tǒng)檢測到死鎖后,就要設法解除。通常采用的方法是選擇一個處理

11、死鎖代價最小的事務,將其撤消,釋放此事務持有的所有鎖,使其他事務得以繼續(xù)運行下去。當然,對撤銷的事務所執(zhí)行的數(shù)據(jù)修改操作必須加以恢復。12.什么樣的并發(fā)調度是正確的調度?答：可串行化(Sertalizable)的調度是正確的調度?？纱谢恼{度的定義：多個事務的并發(fā)執(zhí)行是正確的,當且僅當其結果與按某一次序串行執(zhí)行它們時的結果相同,稱這種調度策略為可串行化的調度。13.設T1,T2,T3是如下的3個事務：T1:A:=A+2;T2:A:=A*2;T3:A:=A*2;設A的初值為0。(1)若這3個事務允許并行執(zhí)行,則有多少可能的正確結果,請一一列舉出來。答:A的最終結果可能有2、4、8、16。因為串

12、行執(zhí)行次序有T1T2T3、T1T3T2、T2T1T3、T2T3T1、T3T1T2、T3T2T1。對應的執(zhí)行結果是16、8、4、2、4、2。(2)請給出一個可串行化的調度,并給出執(zhí)行結果答：T1T2T3slockAY=A=OUnlockAXlockASlockAA=Y+2等待寫回A(=2)等待UnlockA等待Y=A=2UnlockAXlockASlockAA=Y*2等待寫回A(=4)等待UnlockA等待Y=A=4UnlockAXlockA寫回A(=16)UnlockA最后結果A為16,是可串行化的調度。(3)請給出一個非串行化的調度,并給出執(zhí)行結果。答：T1T2T3SlockAY=A=0Un

13、lockASlockAY=A=0XlockA等待UnlockAA=Y+2寫回A(=2)SlockAUnlockA等待Y=A=2UnlockAXlockAXlockA等待A=Y*2等待寫回A(=4)等待UnlockAA=Y*2寫回A(=0)UnlockA最后結果A為0,為非串行化的調度。(4)若這3個事務都遵守兩段鎖協(xié)議,請給出一個不產(chǎn)生死鎖的可串行化調度。答：T1T2T3SlockAY=A=OXlockAA=Y+2SlockA寫回A(=2)等待UnlockA等待Y=A=2XlockA等待SlockAA=Y*2等待寫回A(=4)等待UnlockA等待Y=A=4XlockAA=Y*2寫回A(=16

14、)UnlockA(5)若這3個事務都遵守兩段鎖協(xié)議,請給出一個產(chǎn)生死鎖的調度。答：T1T2T3SlockAY=A=0SlockAY=A=0XlockA等待XlockA等待SlockAY=A=0XlockA等待14.試述兩段鎖協(xié)議的概念。答：兩段鎖協(xié)議是指所有事務必須分兩個階段對數(shù)據(jù)項加鎖和解鎖。?在對任何數(shù)據(jù)進行讀、寫操作之前,首先要申請并獲得對該數(shù)據(jù)的封鎖；?在釋放一個封鎖之后,事務不再申請和獲得任何其他封鎖。兩段的含義是,事務分為兩個階段：第一階段是獲得封鎖,也稱為擴展階段,在這階段,事務可以申請獲得任何數(shù)據(jù)項上的任何類型的鎖,但是不能釋放任何鎖；第二階段是釋放封鎖,也稱為收縮階段,在這階

15、段,事務釋放已經(jīng)獲得的鎖,但是不能再申請任何鎖。15.試證明,若并發(fā)事務遵守兩段鎖協(xié)議,則對這些事務的并發(fā)調度是可串行化的。證明：首先以兩個并發(fā)事務T1和T2為例,存在多個并發(fā)事務的情形可以類推。根據(jù)可串行化定義可知,事務不可串行化只可能發(fā)生在下列兩種情況：(1)事務T1寫某個數(shù)據(jù)對象A,T2讀或寫A；(2)事務Tl讀或寫某個數(shù)據(jù)對象A,T2寫A。下面稱A為潛在沖突對象。設T1和T2訪問的潛在沖突的公共對象為A1,A2,An。不失一般性,假設這組潛在沖突對象中X=A1,A2,Ai均符合情況(1)。Y=Ai+1,An符合所情況(2)。xX,T1需要X1ockxT2需要Slockx或Xlockx1)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。這時如果wX或Y,T2已獲得w的鎖,則出現(xiàn)死