并發(fā)控制課后

第八章并發(fā)控制習題解答和分析1.在數(shù)據(jù)庫中為何要并發(fā)控制答：數(shù)據(jù)庫是共享資源,往常有很多個事務同時在運轉。當多個事務并發(fā)地存取數(shù)據(jù)庫時就會產生同時讀取和/或改正同一數(shù)據(jù)的狀況。若對并發(fā)操作不加控制便可能會存取和儲存不正確的數(shù)據(jù),損壞數(shù)據(jù)庫的一致性。所以數(shù)據(jù)庫管理系統(tǒng)一定供給并發(fā)控制體制。2.并發(fā)操作可能會產生哪幾類數(shù)據(jù)不一致用什么方法能防止各樣不一致的狀況答：并發(fā)操作帶來的數(shù)據(jù)不一致性包含三類：丟掉改正、不行重復讀和讀"臟"數(shù)據(jù)。(1)丟掉改正(LostUpdate)兩個事務T1和T2讀入同一數(shù)據(jù)并改正,T2提交的結果損壞了(覆蓋了)T1提交的結果,致使T1的改正被丟掉。(2)不行重復讀(Non-RepeatableRead)不行重復讀是指事務T1讀取數(shù)據(jù)后,事務T2履行更新操作,使T1沒法再現(xiàn)前一次讀取結果。不行重復讀包含三種狀況:詳見《概論》(P266)。(3)讀"臟"數(shù)據(jù)(DirtyRead)讀"臟"數(shù)據(jù)是指事務T1改正某一數(shù)據(jù),并將其寫回磁盤,事務T2讀取同一數(shù)據(jù)后,T1因為某種原由被撤除,這時T1已修悔過的數(shù)據(jù)恢還原值,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)。防止不一致性的方法和技術就是并發(fā)控制。最常用的技術是封閉技術。也能夠用其余技術，比如在散布式數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中能夠采納時間戳方法來進行并發(fā)控制。3.3.什么是封閉答：封閉就是事務T在對某個數(shù)據(jù)對象比如表、記錄等操作以前,先向系統(tǒng)發(fā)出懇求,對其加鎖。加鎖后事務T就對該數(shù)據(jù)對象有了必定的控制,在事務T開釋它的鎖以前,其余的事務不可以更新此數(shù)據(jù)對象。封閉是實現(xiàn)并發(fā)控制的一個特別重要的技術。4.基本的封閉種類有幾種試述它們的含義。答：基本的封閉種類有兩種：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,則只同意T讀取和改正A，其余任何事務都不可以再對A加任何種類的鎖,直到T開釋A上的鎖。這就保證了其余事務在T釋放A上的鎖以前不可以再讀取和改正A。共享鎖又稱為讀鎖。若事務T對數(shù)據(jù)對象A加上S鎖,則事務T能夠讀A但不可以改正A,其余事務只好再對A加S鎖,而不可以加X鎖,直到T開釋A上的S鎖。這就保證了其余事務可以讀A,但在T開釋A上的S鎖以前不可以對A做任何改正。5.怎樣用封閉體制保證數(shù)據(jù)的一致性答：DBMS在對數(shù)據(jù)進行讀、寫操作以前第一對該數(shù)據(jù)履行封閉操作,比以以下圖中事務T1在對A進行改正以前先對A履行XLock(A),即對A加X鎖。這樣,當T2懇求對A加X鎖時就被拒絕，T2只好等候T1開釋A上的鎖后才能獲取對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。這樣就不會丟掉T1的更新。DBMS依據(jù)必定的封閉協(xié)議,對并發(fā)操作進行控制,使得多個并發(fā)操作有序地履行,就能夠防止丟掉改正、不行重復讀和讀"臟"數(shù)據(jù)等數(shù)據(jù)不一致性。6.什么是封閉協(xié)議不一樣級其余封閉協(xié)議的主要差別是什么答：在運用封閉技術對數(shù)據(jù)加鎖時,要商定一些規(guī)則。比如,在運用X鎖和S鎖對數(shù)據(jù)對象加鎖時,要商定何時申請X鎖或S鎖、何時開釋封閉等。這些商定或許規(guī)則稱為封閉協(xié)議(lockingProtocol)。對封閉方式商定不一樣的規(guī)則,就形成了各樣不一樣的封閉協(xié)議、不一樣級其余封閉協(xié)議,比如《概論》中介紹的三級封閉協(xié)議,三級協(xié)議的主要差別在于什么操作需要申請封閉,何時申請封閉以及何時開釋鎖(即持鎖時間的長短)。一級封閉協(xié)議：事務T在改正數(shù)據(jù)R以前一定先對其加X鎖,直到事務結束才開釋。二級封閉協(xié)議：一級封閉協(xié)議加上事務T在讀取數(shù)據(jù)R以前一定先對其加S鎖,讀完后即可開釋S鎖。三級封閉協(xié)議：一級封閉協(xié)議加上事務T在讀取數(shù)據(jù)R以前一定先對其加S鎖,直到事務結束才開釋。7.不一樣封閉協(xié)議與系一致致性級其余關系是什么答：不一樣的封閉協(xié)議對應不一樣的一致性級別。一級封閉協(xié)議可防備丟掉改正,并保證事務T是可恢復的。在一級封閉協(xié)議中,對讀數(shù)據(jù)是不加S鎖的,所以它不可以保證可重復讀和不讀"臟"數(shù)據(jù)。二級封閉協(xié)議除防備了丟掉改正,還可進一步防備讀"臟"數(shù)據(jù)。在二級封閉協(xié)議中,因為讀完數(shù)據(jù)后立刻開釋S鎖,所以它不可以保證可重復讀。在三級封閉協(xié)議中,不論是讀數(shù)據(jù)仍是寫數(shù)據(jù)都加長鎖，即都要到事務結束才開釋封鎖。所以三級封閉協(xié)議除防備了丟掉改正和不讀"臟"數(shù)據(jù)外,還進一步防備了不行重復讀。下邊的表格清楚地說了然封閉協(xié)議與系一致致性的關系。X鎖S鎖一致性保證操作結事務結操作結事務結不丟掉不讀"臟"可重束束束束改正數(shù)據(jù)復讀開釋開釋開釋開釋一級封閉協(xié)√√議二級封閉協(xié)√√√√議三級封閉協(xié)√√√√√議8.什么是活鎖什么是死鎖答：TI

T2

T3

T4lockR

.

.

..

lockR

.

..

等候

lockR

.Unlock.....

等候等候等候等候等候等候

...Unlock..

等候等候等候lockR.

lockR假如事務T1封閉了數(shù)據(jù)R，事務T2飛又懇求封閉R,于是T2等候。T3也懇求封閉R，當T1開釋了R上的封閉以后系統(tǒng)第一同意了T3的懇求,T2仍舊等候。而后T4又懇求封閉R，當T3開釋了R上的封閉以后系統(tǒng)又同意了T4的懇求T2有可能永久等候,這就是活鎖的情況?；铈i的含義是該等候事務等候時間太長，仿佛被鎖住了,實質上可能被激活。假如事務Tl封閉了數(shù)據(jù)R1,T2封閉了數(shù)據(jù)R2，而后T1又懇求封閉R2,因T2已封閉了R2,于是T1等候T2開釋R2上的鎖。接著T2又申請封閉R1,因T1已封閉了R1,T2也只好等待T1開釋Rl上的鎖。這樣就出現(xiàn)了T1在等候T2,而T2又在等候Tl的場面,T1和T2兩個事務永久不可以結束,形成死鎖。T1

T2lockR1

...lockR2

lockR2..等候等候等候

.lockR1等候9.試述活鎖的產生原由和解決方法。答：活鎖產生的原由：當一系列封閉不可以依據(jù)其先后次序履行時,便可能致使一些事務無窮期等候某個封閉,進而致使活鎖。防止活鎖的簡單方法是采納先來先服務的策略。當多個事務懇求封閉同一數(shù)據(jù)對象時封閉子系統(tǒng)按懇求封閉的先后序次對事務排隊,數(shù)據(jù)對象上的鎖一旦開釋就同意申請行列中第一個事務獲取鎖。10.請給出預防死鎖的若干方法。答：在數(shù)據(jù)庫中,產存亡鎖的原由是兩個或多個事務都已封閉了一些數(shù)據(jù)對象,而后又都

,T1T2T3、T1T3T2、T2T1T3、T2T3T1、T3T1T2、T3T2T1。16、8、4、2、4、2。懇求已被其余事務封閉的數(shù)據(jù)加鎖,進而出現(xiàn)死等候。防備死鎖的發(fā)生其實就是要損壞產存亡鎖的條件。預防死鎖往常有兩種方法：(1)一次封閉法,要求每個事務一定一次將所有要使用的數(shù)據(jù)所有加鎖,不然就不可以持續(xù)履行；(2)次序封閉法,早先對數(shù)據(jù)對象規(guī)定一個封閉次序,所有事務都按這個次序推行封閉?？墒?預防死鎖的策略不大合適數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的特色,詳細原由可拜見《概論》。11.請給出檢測死鎖發(fā)生的一種方法,當發(fā)存亡鎖后怎樣排除死鎖答：數(shù)據(jù)庫系一致般采納同意死鎖發(fā)生,DBMS檢測到死鎖后加以排除的方法。DBMS中診療死鎖的方法與操作系統(tǒng)近似,一般使用超時法或事務等候圖法。超時法是：假如一個事務的等候時間超出了規(guī)定的時限，就以為發(fā)生了死鎖。超時法實現(xiàn)簡單,但有可能誤判死鎖,事務因其余原由長時間等候超出時限時,系統(tǒng)會誤以為發(fā)生了死鎖。若時限設置得太長,又不可以實時發(fā)現(xiàn)死鎖發(fā)生。DBMS并發(fā)控制子系統(tǒng)檢測到死鎖后,就要想法排除。往常采納的方法是選擇一個辦理死鎖代價最小的事務,將其取消,開釋此事務擁有的所有鎖,使其余事務得以持續(xù)運轉下去。自然,對撤除的事務所履行的數(shù)據(jù)改正操作一定加以恢復。12.什么樣的并發(fā)調動是正確的調動答：可串行化(Sertalizable)的調動是正確的調動?？纱谢恼{動的定義：多個事務的并發(fā)履行是正確的,當且僅當其結果與按某一序次串行履行它們時的結果同樣,稱這類調動策略為可串行化的調動。13.設T1,T2,T3是以下的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個事務同意并行履行,則有多少可能的正確結果,請一一列舉出來。答:A的最后結果可能有2、4、8、16。因為串行履行序次有對應的履行結果是(2)請給出一個可串行化的調動,并給出履行結果答：T1

T2

T3slockAY=A=OUnlockAXlockASlockAA=Y+2寫回A(=2)

等候等候UnlockA

等候Y=A=2UnlockAXlockASlockAA=Y*2

等候寫回A(=4)UnlockA

等候等候Y=A=4UnlockAXlockA寫回

A(=16)UnlockA最后結果A為16,是可串行化的調動。(3)請給出一個非串行化的調動,并給出履行結果。答：T1

T2

T3SlockAY=A=0UnlockASlockAY=A=0XlockA等候

UnlockAA=Y+2寫回

A(=2)

SlockAUnlockA

等候Y=A=2UnlockAXlockAXlockA等候

A=Y**2等候

寫回

A(=4)等候

UnlockAA=Y*2寫回

A(=0)UnlockA最后結果

A為

0,

為非串行化的調動。(4)若這3個事務都恪守兩段鎖協(xié)議,請給出一個不產存亡鎖的可串行化調動。答：T1T2T3SlockAY=A=OXlockAA=Y+2SlockA寫回A(=2)等候UnlockA等候Y=A=2XlockA等候

SlockAA=Y*2寫回A(=4)UnlockA

等候等候等候Y=A=4XlockAA=Y**2寫回

A(=16)UnlockA(5)若這

3個事務都恪守兩段鎖協(xié)議

,請給出一個產存亡鎖的調動。答：T1

T2

T3SlockAY=A=0SlockAY=A=0XlockA等候XlockA等候SlockAY=A=0XlockA等候14.試述兩段鎖協(xié)議的觀點。答：兩段鎖協(xié)議是指所有事務一定分兩個階段對數(shù)據(jù)項加鎖和解鎖。在對任何數(shù)據(jù)進行讀、寫操作以前,第一要申請并獲取對該數(shù)據(jù)的封閉；在開釋一個封閉以后,事務不再申請和獲取任何其余封閉。兩段"的含義是,事務分為兩個階段：第一階段是獲取封閉,也稱為擴展階段,在這階段,事務能夠申請獲取任何數(shù)據(jù)項上的任何種類的鎖,可是不可以釋聽任何鎖；第二階段是開釋封閉,也稱為縮短階段,在這階段,事務開釋已經(jīng)獲取的鎖,可是不可以再申請任何鎖。15.試證明,若并發(fā)事務恪守兩段鎖協(xié)議,則對這些事務的并發(fā)調動是可串行化的。證明：第一以兩個并發(fā)事務T1和T2為例,存在多個并發(fā)事務的情況能夠類推。依據(jù)可串行化定義可知,事務不行串行化只可能發(fā)生在以下兩種狀況：(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。下邊稱A為潛伏矛盾對象。設T1和T2接見的潛伏矛盾的公共對象為不失一般性,假定這組潛伏矛盾對象中

{A1,A2,,An}。X={A1,A2,,Ai}均切合狀況

(1)。Y={Ai+1,,An}切合所狀況(2)。xX,T1需要

X1ockx

①T2需要Slockx或Xlockx②1)1)假如操作①先履行,則T1獲取鎖,T2等候因為恪守兩段鎖協(xié)議,T1在成功獲取X和Y中所有對象及非潛伏矛盾對象的鎖后,才會釋放鎖。這時假如wX或Y,T2已獲取w的鎖,則出