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。
（1） 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。 （2） 请给出一个可串行化的调度，并给出执行结果。 （3） 请给出一个非串行化的调度，并给出执行结果。 （4） 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。 （5） 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(Lost 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<<概论>>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由于某种原因被撤消，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(Exclusive Locks，简称 X锁)和共享锁 （Share Locks，简称S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。
T1 1． Xlock A 2． 获得 读A＝16 3． A＝A-1 写回 A=15 Commit Unlock A 4． 5． Xlock A 等待 等待 等待 等待 获得Xlock A A=A-1 写回 A＝14 A＝15 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，就形成了各种不同的封锁协议，不同级别的封锁协议。例如<<概论>>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（即持锁时间的长短）
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，由
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 。 。 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。
（1） 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；
（2） 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》8.4。 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（Serializable）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 A A=Y+2 写回A(=2) Unlock A T2 Slock A 等待 等待 等待 Y=A=2 Unlock A Xlock A A=Y+2 写回A(=4) UnLock A T3 Slock A 等待 等待 等待 Y=A=4 Unlock A Xlock A A=Y*2 写回A(=16) UnLock A T1 T2 T3 Slock A Y=A=0 UnLock A Xlock A 等待 A=Y+2 写回 A(=2) UnLock A Slock A Y=A=0 UnLock A Xlock A 等待 等待 等待 A=Y*2 写回A(=0) Slock A 等待 Y=A=2 UnLock A Xlock 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 A T2 Slock A 等待 等待 Y=A+2 Xlock A 等待 A=Y*2 写回A(=4) UnLock A UnLock A T3 Slock A 等待 等待 等待 Y=A=4 Xlock A A=Y**2 写回A(=16) UnLock A UnLock A T1 Slock A Y=A=0 T2 T3