并發(fā)控制課后答案-簡述并發(fā)控制

第八章 并發(fā)控制習(xí)題解答和解析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(wù)同時在運行。當多個事務(wù)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(fù)讀和讀 "臟"數(shù)據(jù)。(1)丟失修改(Lost Update)兩個事務(wù) T1和T2讀入同一數(shù)據(jù)并修改 ,T2提交的結(jié)果破壞了(覆蓋了)T1提交的結(jié)果,導(dǎo)致T1的修改被丟失。(2)不可重復(fù)讀(Non-RepeatableRead) 不可重復(fù)讀是指事務(wù) 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。不可重復(fù)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(wù) T1修改某一數(shù)據(jù) ,并將其寫回磁盤 ,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)。 也可以用其他技術(shù)，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：封鎖就是事務(wù)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(wù)T就對該數(shù)據(jù)對象有了一定的控制,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。封鎖是實現(xiàn)并發(fā)控制的一個非常重要的技術(shù)。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Locks,簡稱S 鎖)。

(ExclusiveLocks,

簡稱

X

鎖

)

和共享鎖

(Share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(wù) 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T1的更新。

A值進行運算。這樣就不會丟失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)操作有序地執(zhí)行以避免丟失修改、不可重復(fù)讀和讀 "臟"數(shù)據(jù)等數(shù)據(jù)不一致性。

,就可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(shù)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(wù) T在修改數(shù)據(jù) R之前必須先對其加 X鎖,直到事務(wù)結(jié)束才釋放。二級封鎖協(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,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)事務(wù)結(jié)操作結(jié)事務(wù)結(jié)不讀"臟"可重束束束不丟失束數(shù)據(jù)復(fù)讀釋放釋放釋放修改釋放一級封鎖協(xié)√√議二級封鎖協(xié)√√√√議三級封鎖協(xié)√√√√√議什么是活鎖?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(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù) R，事務(wù)T2飛又請求封鎖 R,于是T2等待。T3也請求封鎖 R，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，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(wù)等待時間太長，似乎被鎖住了 ,實際上可能被激活。如果事務(wù)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(wù)永遠不能結(jié)束,形成死鎖。T1

T2lockR1

...

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：當一系列封鎖不能按照其先后順序執(zhí)行時 ,就可能導(dǎo)致一些事務(wù)無限期等待某個封鎖 ,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 。當多個事務(wù)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?qū)κ聞?wù)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(wù)獲得鎖。

,10.請給出預(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或多個事務(wù)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(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)生其實就是要破壞產(chǎn)生死鎖的條件。預(yù)防死鎖通常有兩種方法：一次封鎖法,要求每個事務(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；順序封鎖法,預(yù)先對數(shù)據(jù)對象規(guī)定一個封鎖順序,所有事務(wù)都按這個順序?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 ,具體原因可參見《概論》 8.4。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(wù)等待圖法。超時法是：如果一個事務(wù)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(wù)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(shè)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(shè)法解除。通常采用的方法是選擇一個處理死鎖代價最小的事務(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)運行下去。當然,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復(fù)。12.什么樣的并發(fā)調(diào)度是正確的調(diào)度 ?答：可串行化 (Sertalizable) 的調(diào)度是正確的調(diào)度?？纱谢恼{(diào)度的定義： 多個事務(wù)的并發(fā)執(zhí)行是正確的 ,當且僅當其結(jié)果與 按某一次序串行執(zhí)行它們時的結(jié)果相同 ,稱這種調(diào)度策略為可串行化的調(diào)度。設(shè)T1,T2,T3是如下的3個事務(wù)：T1:A:=A+2;T2:A:=A*2;T3:A:=A**2;設(shè)A的初值為 0。若這3個事務(wù)允許并行執(zhí)行,則有多少可能的正確結(jié)果,請一一列舉出來。答:A的最終結(jié)果可能有2、4、8、16。因為串行執(zhí)行次序有T1T2T3、T1T3T2、T2T1T3、T2T3T1、T3T1T2、T3T2T1。對應(yīng)的執(zhí)行結(jié)果是16、8、4、2、4、2。請給出一個可串行化的調(diào)度,并給出執(zhí)行結(jié)果答：T1T2T3slockAY=A=OUnlockAXlockASlockAA=Y+2等待寫回A(=2)等待UnlockA等待Y=A=2UnlockAXlockASlockAA=Y*2寫回UnlockAY=A=4UnlockAXlockA

A(=4)

等待等待等待寫回

A(=16)UnlockA最后結(jié)果A為16,是可串行化的調(diào)度。請給出一個非串行化的調(diào)度,并給出執(zhí)行結(jié)果。答：T1

T2

T3SlockAY=A=0UnlockASlockAY=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(jié)果A為0,為非串行化的調(diào)度。若這3個事務(wù)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(diào)度。答：

T1

T2

T3SlockAY=A=OXlockAA=Y+2

SlockA寫回A(=2)UnlockA

等待等待Y=A=2XlockA等待

SlockAA=Y*2UnlockA

寫回

A(=4)

等待等待等待Y=A=4XlockAA=Y**2寫回A(=16)UnlockA若這3個事務(wù)都遵守兩段鎖協(xié)議,請給出一個產(chǎn)生死鎖的調(diào)度。答：T1T2T3SlockAY=A=0SlockAY=A=0XlockA等待XlockA等待SlockAY=A=0XlockA等待試述兩段鎖協(xié)議的概念。答：兩段鎖協(xié)議是指所有事務(wù)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(wù)不再申請和獲得任何其他封鎖。兩段"的含義是,事務(wù)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(wù)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,在這階段,事務(wù)釋放已經(jīng)獲得的鎖,但是不能再申請任何鎖。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：首先以兩個并發(fā)事務(wù)T1和T2為例,存在多個并發(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)T1寫某個數(shù)據(jù)對象A,T2讀或?qū)慉；(2)事務(wù)Tl讀或?qū)懩硞€數(shù)據(jù)對象A,T2寫A。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不失一般性,假設(shè)這組潛在沖突對象中Y={Ai+1,?,An}符合所情況(2)。x X,T1需要X1ockx ①

{A1,A2,X={A1,A2,

?,An}?,Ai}

。均符合情況

(1)。T2需要Slockx 或Xlockx ②1)如果操作①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 w X或Y,T2已獲