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1、数据库 第八章 并发控制数据库 第八章 并发控制 并发控制 习题 1在数据库中为什么要并发控制？ 2并发操作可能会产生哪几类数据不一致？用什么方法能避免各种不一致的情况？ 3什么是封锁？ 4基本的封锁类型有几种？试述他们的含义。 5如何用封锁机制保证数据的一致性？ 6什么是封锁协议？不同级别的封锁协议的主要区别是什么？ 7不同封锁协议与系统一致性级别的关系是什么？ 8什么是活锁？什么是死锁？ 9试述活锁的产生原因和解决方法。 10请给出预防死锁的若干方法。 11请给出预测死锁发生的一种方法，当发生死锁后如何接触死锁？ 12什么样的并发调度是正确的调度？ 13设T1，T2，T3是如下3个事务：

2、T1：A：=A+2； T2：A：=A*2； T3：A：= A*2；(A?A2) 设A的初值为0。 若这3个事务允许并行执行，则有多少可能的正确结果，请一一列举出来。 请给出一个可串行化的调度，并给出执行结果。 请给出一个非串行化的调度，并给出执行结果。 若这3个事务都遵守两段锁协议，请给出一个不产生死锁的可串行化调度。 若这3个事务都遵守两段锁协议，请给出一个产生死锁的调度。 14试述两段锁协议的概念。 15试证明，若并发事务遵守两段锁协议，则对这些事务的并发调度是可串行化的 16举例说明，对并发事务的一个调度是可串行化的，而这些事务不一定遵守两段锁协议。 17为什么要引进意向锁？意向锁的含义

3、是什么？ 18试述常用的意向锁：IS锁、IX锁、SIX锁，给出这些锁的相容矩阵。 19理解并解释下列术语的含义：封锁、活锁、死锁、排他锁、共享锁、并发事务的调度、可串行化的调度、两段锁协议。 *20试述你了解的某一个实际的DBMS产品的并发控制机制。 参考答案 1答：数据库是共享资源，通常有许多个事务同时在运行。 当多个事务并发地存取数据库时就会产生同时读取和/或修改同一数据的情况。若对并发操作不加控制就可能会存取和存储不正确的数据，破坏数据库的一致性。所以数据库管理系统必须提供并发控制机制。 2答：并发操作带来的数据不一致性包括三类：丢失修改，不可重复读和读“脏”数据。 (1) 丢失修改(L

4、ost Update) 两个事务T1和T2读入同一数据并修改，T2提交的结果破坏了(覆盖了)T1提交的结果，导致T1的修改被丢失。 (2) 不可重复读(Non-Repeatable Read) 不可重复读是指事务T1读取数据后，事务T2执行更新操作，使T1无法再现前一次读取结果。不可以重复读包括三种情况：详见8。1(P266) (3) 读“脏” 数据(Dirty Read) 读“脏”数据是指事务T1修改某一数据，并将其写回磁盘，事务T2读取同一数据后，T1于某种原因被撤消，这时T1已修改过的数据恢复原值，T2读到的数据就与数据库中的数据不一致，则T2读到的数据就为“脏”数据 ，即不正确的数据。

5、 避免不一致性的方法和技术就是并发控制。最常用的技术是封锁技术。也可以用其他技术，例如在分布式数据库系统中可以采用时间戳方法来进行并发控制。 答：封锁就是事务T在对某个数据对象例如表。记录等操作之前，先向系统发出请求。对其加锁。加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其他的事务不能更新此数据对象。 封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术。 4答：基本的封锁类型有两种：排它锁(Exclusive Locks，简称 X锁)和共享锁 。 排它锁又成为写锁。若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其他任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。这就保

6、证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。 共享锁又称为读锁。若事务Td对数据对象A加上s锁，则事务T可以读取A但不能修改A，其他事务只能再对A加S锁。而不能加X锁，直到T释放A上的S锁。这就保证了其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。 5答：DBMS在对数据进行读，写操作之前首先对该数据执行封锁操作，例如下图中事务T1在对A进行修改之前先对A执行Xock(A)，即对A加X锁。这样，当T2请求对A加X锁时就被拒绝，T2只能等待T1释放A上的锁后才能获得对A的X锁，这时它读到的A是T1更新后的值，再按此新的A值进行运算。这样就不会丢失T1的更新。 T1 1 Xl

7、ock A 2 获得 读A16 3 AA-1 写回 A=15 Commit Unlock A 4 5Xlock A 等待 等待 等待 等待 获得Xlock A A=A-1 写回 A14 A15 T2 Commit Unlock A DBMS按照一定的封锁协议，对并发操作进行控制，使得多个并发操作有序地执行，就可以避免丢失修改，不可重复读和读脏数据等数据不一致性 6答：在运用封锁技术对数据加锁时，要约定一些规则。例如，在运用X锁和S锁对数据对象加锁时，要约定何时申请X锁或S锁，何时释放封锁等。这些约定或者规则称为封锁协议(Locking Protocol)。对封锁方式约定不同的规则，就形成了各种

8、不同的封锁协议，不同级别的封锁协议。例如8。3中介绍的三级封锁协议，三级 封锁协议的主要区别在于什么操作需要申请封锁，何时申请封锁以及何时释放锁 一级封锁协议：事务T在 修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事务结束才释放。 二级封锁协议：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后即可释放S锁。 三级封锁协议：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。 7答：不同的封锁协议对应不同的一致性级别。 一级封锁协议可防止丢失修改，并保证事务T可恢复的。在一级封锁协议中，对读数据是不加S锁的，所以它不能保证可重复读和不读“脏”数据。 二级封锁协议除防

9、止了丢失修改，还可进一步防止“脏”脏数据。在二级封锁协议中，S锁，所以它不能保证可重复读。 在三级封锁协议中，无论是读数据还是写数据都加长锁，即都要到事务结束时才释放封锁。所以三级封锁协议除防止了丢失修改和不读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读。 下面的表格清楚地说明了封锁协议与系统一致性的关系。 X锁S锁 一致性保证 操作结束释放 一级封锁协议 二级封锁协议 三级封锁协议 事务结束释放 操作结束释放 事务结束释放 不丢失修改 不读“脏”数据 可重复读 8答 T1 Lock R 。 。 Unlock。 。 。 。 。 T2 。 lock R 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 T3

10、。 。 Lock R 。 Lock R 。 Lock R 。 。 T4 。 。 。 Lock R 等待 等待 等待Lock R 。 如果事务T1封锁了数据R，事务T2又请求封锁R，于是T2等待。T3也请求封锁R，当T1释放了R上的封锁之后系统首先批准了T3的请求，T2人仍然等待。 后T4又请求封锁R，当T3释放了R上的封锁之后系统又批准了T4的请求 T2有可能永远等待，这就是活锁的情形。活锁的含义是该等待事务等待时间太长，似乎被锁住了，实际上可能被激活。 如果事务T1封锁了数据R1，T2封锁了数据R2，然后T1又请求封锁R2，因为已封锁了R2，于是T1等待t2释放r2上的锁。接着T2又申请封锁

11、R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁。这样就出现了T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁。 T1 Lock R1。 Lock R2 等待 等待 等待 T2 。 Lock R2 。 。 。 Lock R1 等待 9答：活锁产生的原因：当一系列封锁不能按照其先后顺序执行时，就可能导致一些事务无限期等待某个封锁，从而导致活锁。 避免活锁的简单方法是采用先来先服务的策略。当多个事务请求封锁同一数据对象时，封锁子系统按请求的先后顺序对事务排队，数据对象上的锁一旦释放就批准申请队列中第一个事务获得锁。 答： 在数据中，产生死锁的原因是两个或

12、多个事务都已封锁了一些数据对象，然后又都请求已被其他事务封锁的数据加锁，从而出现死锁等待。 防止死锁的发生其实就是要破坏产生死锁的条件。预防死锁通常有两种方法。 一次封锁法，要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能执行； 顺序封锁法，预先对数据对象规定一个封锁的顺序，所有事务都按这个顺序实行封锁。 不过，预防死锁的策略不大适合数据库系统的特点，具体原因可参考概论。 11答： 数据库系统一般采用允许死锁发生，DBMS检测死锁后加以解除的方法。 DBMS中诊断死锁的方法与操作系统类似，一般使用超时法或事务等待图法。 超时法是：如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死

13、锁 。超时实现简单，但有可能误判死锁，事务因其他原因长时间等待超过时限时，系统会误认为发生了死锁。若时限设置得太长，又不能及时发现死锁发生。 DBMS并发控制子系统检测到死锁后，就要设法解除。通常采用的方法是选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消，释放此事务持有的使用锁，使其他事务得以继续运行下去。当然，对撤消的事务所执行的数据修改操作必须、加以恢复。 12答：可串性化的调度是正确的调度。 可串性化的调度的定义：多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某 一次串行执行它们时的结果相同，称这种调度策略为可串行化的调度。 13答T1 Slock A Y=A=0 UnLock A Xlock

14、 A A=Y+2 写回A(=2) Unlock A T2Slock A 等待 等待 等待 Y=A=2 Unlock A Xlock A A=Y+2 写回A(=4) UnLock A T3Slock A 等待 等待 等待 Y=A=4 Unlock A Xlock A A=Y*2 写回A(=16) UnLock A T1 T2T3 Slock A Y=A=0 UnLock AXlock A 等待 A=Y+2 写回 A(=2) UnLock ASlock A Y=A=0 UnLock AXlock A 等待 等待 等待 A=Y*2 写回A(=0)Slock A 等待 Y=A=2 UnLock A X

15、lock A Y=Y*2 写回A(=4) UnLock A Unlock A 最后结果A为0，为非串行化的调度。 答T1 Slock A Y=A=0 Xlock A A=Y+2 写回A(=2) UnLock AT2Slock A 等待 等待 Y=A+2 Xlock A 等待 A=Y*2 写回A(=4) UnLock A UnLock AT3 Slock A 等待 等待 等待 Y=A=4 Xlock A A=Y*2 写回A(=16) UnLock A UnLock A T1Slock AY=A=0T2T3 Xlock A等待 Slock A Y=A=0 Xlock A 等待Slock A Y=A

16、=0 Xlock A 等待14答：两段锁协议是指所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁。 在对任何数据进行读，写操作之前，首先要申请并获得对该数据的封锁； 在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁。 两段的含义是，事务分为两个阶段： 第一个阶段是获得封锁，也称为扩展段，在这个阶段，事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是不能释放任何锁； 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段，在这阶段，事务释放已经获得的但是不能在申请任何锁。 15证明： 首先以两个并发事务T1和T为例，存在多个并发事务的情形可以类推。根据可串行化定义可知，事务不可串行化可能发生在下列两种情况： 事务T1写某个

17、数据对象A，T2读或写A; 事务T1读或写某个数据对象A，T2写A 下面称A 为潜在冲突对象。 设T1 和T2 访问的潜在冲突的公共对象为A1， A2， A3，An。 不失一般性，假设这组潜在冲突对象中X=A1， A2，Ai均符合情况。 Y= Ai+1， An符合所情况(2) ?xX，T1 需要Xlock x T2 需要Slock x 或Xlock x 1) 如果操作先执行，则T1获得锁，T2等待 于遵守两段锁协议，T1在成功获得X和Y中全部对象及非潜在冲突对象的锁后，才会释放锁。 这时如果?wX或Y，T2已获得w 的锁，则出现死锁； 否则，T1在对X，Y中的对象全部处理完毕后，T2才能执行。

18、 这相当于按T1，T2的顺序串行执行，根据可串行化定义，T1和T2的调度是可串行化的。 16答： T1 T2 Slock B 读 B=2 Y=B UnLock B Xlock ASlock A A=Y+1 写回 A=3 UnLock A 等待 等待 等待 等待 Slock A 读A=3 X=A UnLock A Xlock B B=X+1 写回B=4 UnLock B 17答：引进意向锁是为了提高封锁子系统的效率。该封锁子系统支持多种封锁粒度。 原因是：在多粒度封锁方法中一个数据对象可能以良种方式加锁-显式封锁和隐式封锁。因此系统在对某一数据对象加锁时不仅要检查该数据对象上有无(显式和隐式)封

19、锁与之冲突 ，还要检查其所有上级结点和所有下级结点，看申请的封锁是否与这些结点上的(显式和隐式)封锁冲突，显然，这样的检查方法效率很低。为此引进了意向锁。 意向锁的含义是：对任一结点加锁时，必须先对它的上层结点加意向锁。 例如事务T要对某个元组加X锁，则首先要对关系和数据库加IX锁。换言之，对关系和数据库加IX锁，表示它的后裔结点-某个元组拟加X锁。 引进意向锁后，系统对某一数据对象加锁不必逐个检查与下一级结点的封锁冲突了。例如，事务T要对关系R加X锁，系统只要检查根结点数据库和R本身是否已加了不相容的锁，而不再需要搜索和检查R中的每一个元组是否加了X锁或是S锁。 18答：IS锁 如果对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔结点拟(意向)加S锁。例如，要对某个元组加S锁，则要首先对关系和数据库加IX锁。 IX锁 如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔结点拟(意向)加X锁。例如，要对某个元组加X锁，则要首先对关系和数据库加IX锁。 SIX锁 如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX=S+IXT0 T1 S X IS IX Y N Y N N N N N N Y Y N Y Y Y Y N N Y Y N Y N N Y N N Y Y Y Y Y Y Y S X IS IX SIX - SIX N - Y 19答：。 20答：。