数据库 第八章并发控制.docx
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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:
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(LostUpdate) 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-RepeatableRead) 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(DirtyRead) 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。
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(ExclusiveLocks,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。
T11.XlockA2.获得读A=163.A=A-1写回A=15CommitUnlockA4.5. XlockA等待等待等待等待获得XlockAA=A-1写回A=14A=15T2CommitUnlockADBMS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(LockingProtocol)。
对封锁方式约定不同的规则,就形成了各种不同的封锁协议,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T1LockR。
。
Unlock 。
。
。
。
。
T2。
lockR等待等待等待等待等待等待等待T3。
。
LockR。
LockR。
LockR。
。
T4。
。
。
LockR等待等待等待 LockR。
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。
T1LockR1 。
。
LockR2等待等待等待T2。
LockR2。
。
。
LockR1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 T1SlockAY=A=0UnLockAXlockAA=Y+2写回A(=2)UnlockAT2 SlockA等待等待等待Y=A=2UnlockAXlockAA=Y+2写回A(=4)UnLockAT3 SlockA等待等待等待Y=A=4UnlockAXlockAA=Y*2写回A(=16)UnLockA T1T2 T3SlockAY=A=0UnLockA XlockA等待A=Y+2写回A(=2)UnLockA SlockAY=A=0UnLockA XlockA等待等待等待A=Y*2写回A(=0) SlockA等待Y=A=2UnLockAXlockAY=Y**2写回A(=4)UnLockAUnlockA最后结果A为0,为非串行化的调度。
答 T1SlockAY=A=0XlockAA=Y+2写回A(=2)UnLockA T2 SlockA等待等待Y=A+2XlockA等待A=Y*2写回A(=4)UnLockAUnLockA T3 SlockA等待等待等待Y=A=4XlockAA=Y**2写回A(=16)UnLockAUnLockA T1 SlockA Y=A=0 T2 T3
XlockA 等待SlockAY=A=0XlockA等待 SlockAY=A=0XlockA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T2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1。
Y={Ai+1,………,An}符合所情况
(2) ?
x∈X,T1需要Xlockx T2需要Slockx或Xlockx 1)如果操作1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?
w∈X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。
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 T2SlockB读B=2Y=BUnLockBXlockA SlockAA=Y+1写回A=3UnLockA等待等待等待等待SlockA读A=3X=AUnLockAXlockBB=X+1写回B=4UnLockB17.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+IX T0T1SXISIXYNYNNNNNNYYNYYYYNNYYNYNNYNNYYYYYYYSXISIXSIX-SIXN-Y19.答:
。
20.答:
。