并发控制

Question 0

事务并行执行

Answer 0

事务可以一个一个地串行执行，即每个时刻只有一个事务运行，其他事务必须等到这个事务结束以后方能运行。事务在执行过程中需要不同的资源，有时需要CPU，有时需要存取数据库，有时需要I/O，有时需要通信。如果事务串行执行，则许多系统资源将处于空闲状态。因此，为了充分利用系统资源发挥数据库共享资源的特点，应该允许多个事务并行执行。

Question 1

多用户数据库系统

Answer 1

允许多个用户同时使用的数据库系统。
例如飞机定票数据库系统、银行数据库系统等。
在这样的系统中，在同一时刻并发运行的事务数可达数百个。

Question 2

交叉并发方式

Answer 2

在单处理机系统中，事务的并行执行实际上是这些并行事务的并行操作轮流交叉运行。

虽然单处理机系统中的并行事务没有真正并行运行，但是减少了处理机的空闲时间，提高了系统的效率。

Question 3

同时并发方式

Answer 3

在多处理机系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行。

Question 4

为什么要在数据库中进行并发控制机制

Answer 4

数据库是共享资源，通常有许多事务同时运行。当多个用户并发地存取数据库时就会产生多个事务同时存取同一数据的情况。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，破坏事务的一致性和数据库的一致性。所以数据库管理系统必须提供并发控制机制。并发控制机制是衡量一个数据库管理系统性能的重要指标之一。

Question 5

数据库管理系统中并发控制机制的责任

Answer 5

为了保证事务的隔离性和一致性，DBMS需要对并发操作进行正确调度。

Question 6

并发操作带来的数据不一致性

Answer 6

丢失修改、不可重复读和读＂脏＂数据。

Question 7

丢失修改

Answer 7

两个事务T1和T2同时读入同一数据并修改，T2提交的结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改被丢失。

Question 8

不可重复读

Answer 8

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。

Question 9

不可重复读的三种情况

Answer 9

1。事务T1读取某一数据后，事务T2对其做了修改，当事务T1再次读该数据时，得到与前一次不同的值。
2。事务T1按一定条件从数据库中读取了某些数据记录后，事务T2删除了其中部分记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现某些记录神秘地消失了。
3。事务T1按一定条件从数据库中读取了某些数据记录后，事务T2插入了一些记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现多了一些记录。
后两种不可重复读有时也称为幻影现象。

Question 10

读＂脏＂数据

Answer 10

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由于某种原因被撤销，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。

Question 11

产生数据不一致性的主要原因

Answer 11

并发操作破坏了事务的隔离性。

Question 12

并发控制

Answer 12

并发控制就是要用正确的方式调度并发操作，使一个用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免造成数据的不一致性。

另一方面，对数据库的应用程序有时允许某些不一致性。例如有些统计工作涉及数据量很大，读到一些＂脏＂数据对统计精度没什么影响，这时可以降低对一致性的要求以减少系统开销。

Question 13

并发控制技术能够保证事务的哪些特性

Answer 13

可以保证事务的一致性和隔离性，保证数据库的一致性。

Question 15

并发控制的主要技术

Answer 15

封锁、时间戳和乐观控制法。
商用的DBMS一般都采用封锁方法。
（在分布式数据库系统中，常采用时间戳方法。）

Question 16

封锁

Answer 16

封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术。

所谓封锁就是事务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。

Question 17

基本的封锁类型

Answer 17

确切的控制由封锁的类型决定。

排它锁（X锁）和共享锁（S锁）。

Question 18

排它锁

Answer 18

排它锁又称为写锁。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。

Question 19

共享锁

Answer 19

共享锁又称为读锁。若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改A，其他任何事务只能再对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。

Question 20

如何用封锁机制保证数据的一致性

Answer 20

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，事务T1在对A进行修改之前，先对A执行Xlock(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上的锁后才能对A加X锁，这时它所读到的A是T1更新后的值，再按此新的A值进行运算，就不会丢失T1所做的更新。
DBMS按照一定的封锁协议对并发操作进行控制，使得多个并发操作能够有序地执行，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。

Question 21

排它锁与共享锁的相容矩阵

Answer 21

X        S        -
X     N        N        Y
S     N        Y        Y
-      Y        Y        Y
最左边一列表示事务T1已经获得的数据对象上的锁的类型，其中横线表示没有加锁。最上面一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。T2的封锁请求能否被满足用矩阵中的Y和N表示，其中Y表示T2的封锁要求与T1已持有的封相容，封锁请求可以满足。N表示T2的封锁请求与T1已持有的封冲突，T2的请求被拒绝。

Question 23

活锁的产生原因

Answer 23

当一系列封锁不能按照其先后顺序执行时，可能导致一些事务无限期地等待某个封锁，从而导致活锁。

Question 24

封锁与活锁和死锁问题

Answer 24

封锁的方法可能引起活锁和死锁等问题。

Question 25

活锁

Answer 25

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仍然等待。然后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。
活锁的含义是某等待事务的等待时间过长，似乎被锁住了一样，实际上有可能被激活。

Question 27

避免活锁的简单方法

Answer 27

采用先来先服务策略。当多个事务请求封锁同一数据对象时，封锁子系统按请求封锁的先后次序对事务排队，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。

Question 28

死锁

Answer 28

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T2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。

Question 29

在数据库中解决死锁问题的方法

Answer 29

一类方法是采取一定措施来预防死锁的发生，另一类方法是允许发生死锁，采用一定手段定期诊断系统中有无死锁，若有则解除之。

Question 30

死锁的预防

Answer 30

在数据库中，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，然后又都请求对已为其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。防止死锁的发生其实就是要破坏产生死锁的条件。

Question 31

预防死锁的方法

Answer 31

1。一次封锁法。

2。顺序封锁法。

Question 32

一次封锁法

Answer 32

要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行。

Question 33

一次封锁法的问题

Answer 33

一次封锁法虽然可以有效地防止死锁的发生，但也存在问题。
第一，一次就将以后要用到的全部数据加锁，势必扩大了封锁的范围，从而降低了系统的并发度。
第二，数据库中数据是不断变化的，原来不要求封锁的数据，在执行过程中可能会变成封锁对象，所以很难事先精确地确定每个事务所要封锁的数据对象，为此只能扩大封锁范围，将事务在执行过程中可能要封锁的数据对象全部加锁，这就进一步降低了并发度。

Question 34

顺序封锁法

Answer 34

预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按这个顺序实行封锁。

例如在B树结构的索引中，可规定封锁的顺序必须是从根结点开始，然后是下一级的子女结点，逐级封锁。

Question 35

顺序封锁法的问题

Answer 35

顺序封锁法可以有效地防止死锁，但也存在问题。
第一，数据库系统中封锁的数据对象极多，并且随着数据的插入、删除等操作而不断地变化，要维护这样的资源的封锁顺序非常困难，成本很高。
第二，事务的封锁请求可以随着事务的执行而动态地决定，很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象，因此也就很难按规定的顺序去施加封锁。

Question 36

死锁的诊断与解除

Answer 36

在操作系统在广为采用的预防死锁的策略并不很适合数据库的特点，因此DBMS在解决死锁的问题上普遍采用的是诊断并解除死锁的方法。
数据库系统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。

Question 37

超时法

Answer 37

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。

Question 38

超时法的不足

Answer 38

超时法实现简单，但其不足也很明显。
一是有可能误判死锁，事务因为其他原因使等待时间超过时限，系统会误认为发生了死锁。
二是时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现。

Question 39

事务等待图法

Answer 39

事务等待图是一个有向图G=(T,U)。T为结点的集合，每个结点表示正运行的事务；U为边的集合，每条边表示事务等待的情况。若T1等待T2，则T1，T2之间划一条有向边，从T1指向T2。
事务等待图动态地反映了所有事务的等待情况。并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务等待图，并进行检测。如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。
死锁的情况可以多种多样，这些情况人们都已经做了很深入的研究。

Question 40

解除死锁的方法

Answer 40

DBMS的并发控制子系统一旦检测到系统中存在死锁，就要设法解除。通常选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤销，释放此事务持有的所有的锁，使其他事务得以继续运行下去。
当然，对撤销的事务所执行的数据修改操作必须加以恢复。

Question 41

DBMS对并发事务的不同调度可能会产生不同的结果，那么什么样的调度是正确的呢

Answer 41

串行调度是正确的。执行结果等价于串行调度的调度也是正确的。

Question 42

可串行化的调度

Answer 42

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序串行地执行这些事务时的结果相同。

可串行性是并发事务正确调度的准则。按这个准则规定，一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的，才认为是正确调度。

Question 43

冲突操作

Answer 43

不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作：
Ri(x)与Wj(x)  /*事务Ti读x，Tj写x*/
Wi(x)与Wj(x)  /*事务Ti写x，Tj写x*/
其他操作是不冲突操作。
不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作是不能交换的。
对于Ri(x)与Wj(x)，若改变二者的次序，则事务Ti看到的数据库状态就发生了改变，自然会影响到事务Ti后面的行为。对于Wi(x)与Wj(x)，改变二者的次序，会影响数据库的状态，x的值由等于Tj的结果变成了等于Ti的结果。

Question 44

冲突可串行化的调度

Answer 44

一个调度Sc在保证冲突操作的次序不变的情况下，通过交换两个事务不冲突操作的次序得到另一个调度Sc’，如果Sc’是串行的，称调度Sc为冲突可串行化的调度。

Question 45

判断冲突可串行化的充分条件

Answer 45

一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度。
可以用这种方法来判断一个调度是否是冲突可串行化的。
冲突可串行化调度是可串行化的调度的充分条件，不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。

Question 46

封锁协议

Answer 46

在运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则，例如何时申请封锁、封锁持续时间、何时释放封锁等。

约定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。

Question 47

两段锁（Two-Phase Locking，简称2PL）协议

Answer 47

所有事务必须分两个阶段对数据项加锁和解锁。
1。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。
2。在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他封锁。
所谓＂两段＂锁的含义是，事务分为两个阶段，第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段。在这阶段，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，事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能再申请任何锁。
两段封锁协议是最常用的一种封锁协议，理论上已经证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度，从而保证调度的正确性。
若并发执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的。

Question 48

事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是必要条件

Answer 48

若并发事务都遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的；但是，若并发事务的一个调度是可串行化的，不一定所有事务都符合两段锁协议。

Question 49

两段锁协议和防止死锁的一次封锁法的异同之处

Answer 49

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，否则就不能继续执行。因此一次封锁法遵守两段锁协议；但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁。

Question 50

封锁粒度

Answer 50

封锁对象的大小。

Question 51

封锁对象

Answer 51

封锁对象可以是逻辑单元，也可以是物理单元。以关系数据库为例，封锁对象可以是这样一些逻辑单元：属性值、属性值的集合、元组、关系、索引项、整个索引甚至整个数据库；也可以是这样一些物理单元：页（数据页或索引页）、物理记录等。

Question 52

封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关

Answer 52

直观地看，封锁的粒度越大，数据库所能够封锁的数据单元就越少，并发度就越小，系统开销也越小；反之，封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大。
例如，若封锁粒度是数据页，事务T1需要修改元组L1，则T1必须对包含L1的整个数据页A加锁。如果T1对A加锁后事务T2要修改A中元组L2，则T2被迫等待，直到T1释放A。如果封锁粒度是元组，则T1和T2可以同时对L1和L2加锁，不需要互相等待，提高了系统的并行度。又如，事务T需要读取整个表，若封锁粒度是元组，T必须对表中的每一个元组加锁，显然开销极大。

Question 53

多粒度封锁

Answer 53

在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择。

Question 54

选择封锁粒度时应该要考虑的两个因素

Answer 54

应该同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封锁粒度以求得最优的效果。

一般说来，需要处理大量元组的事务可以以关系为封锁粒度；需要处理多个关系的大量元组的事务可以以数据库为封锁粒度；而对于一个处理少量元组的用户事务，以元组为封锁粒度就比较合适了。

Question 55

多粒度树

Answer 55

根结点是整个数据库，表示最大的数据粒度。叶结点表示最小的数据粒度。

例如：3级粒度树。根结点为数据库，数据库的子结点为关系，关系的子结点为元组。4级粒度树，数据库、数据分区、数据文件、数据记录。

Question 56

多粒度封锁协议

Answer 56

允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁。对一个结点加锁意味着这个结点的所有后裔结点也被加以同样类型的锁。

Question 57

在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁

Answer 57

显式封锁和隐式封锁。

Question 58

显式封锁

Answer 58

应事务的要求直接加到数据对象上的封锁。

Question 59

隐式封锁

Answer 59

该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使数据对象加上了锁。

Question 60

引进意向锁的原因

Answer 60

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。
多粒度封锁方法中，显式封锁和隐式封锁的效果是一样的，因此系统检查封锁冲突时不仅要检查显式封锁还要检查隐式封锁。
例如事务T要对关系R1加X锁。系统必须搜索其上级结点数据库、关系R1以及R1的下级结点，即R1中的每一个元组，上下搜索。如果其中某一个数据对象已经加了不相容锁，则T必须等待。
一般地，对某个数据对象加锁，系统有检查该数据对象上有无显式封锁与之冲突；还要检查其所有上级结点，看本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁（即由于上级结点已加的封锁造成的）冲突；还要检查其所有下级结点，看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁（将加到下级结点的封锁）冲突。
显然，这样的检查方法效率很低。为此人们引进了一种新型锁，称为意向锁。有了意向锁，DBMS就无需逐个检查下一级结点的显式封锁。

Question 61

意向锁的含义

Answer 61

如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正在被加锁；对任一结点加锁时，必须先对它的上层结点加意向锁。
例如，对任一元组加锁时，必须先对它所在的数据库和关系加意向锁。
申请封锁时应该按自上而下的次序进行；释放封锁时应该按自下而上的次序进行。
引进意向锁之后，系统对某一数据对象加锁时，不必逐个检查与下级结点的封锁冲突。
例如，事务T1要对关系R1加S锁，则要首先对数据库加IS锁。检查数据库和R1是否已加了不相容的锁（X或IX）。不再需要搜索和检查R1中的元组是否加了不相容的锁（X锁）。
具有意向锁的多粒度封锁方法提高了系统的并发度，减少了加锁和解锁的开销，它已经在实际的数据库管理产品中得到广泛应用。

Question 62

常用的意向锁

Answer 62

1。意向共享锁（IS锁）
2。意向排它锁（IX锁）
3。共享意向排它锁（SIX锁）

Question 63

意向共享锁（IS锁）

Answer 63

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，事务T1要对R1中某个元组加S锁，则首先要对关系R1和数据库加IS锁。

Question 64

意向排它锁（IX锁）

Answer 64

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，事务T1要对R1中某个元组加X锁，则首先要对关系R1和数据库加IX锁。

Question 65

共享意向排它锁（SIX锁）

Answer 65

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。

例如，对某个表加SIX锁，则表示该事务要读整个表（所以要对该表加S锁），同时会更新个别元组（所以要对该表加IX锁）。

Question 66

锁的强度

Answer 66

对其他锁的排斥程度。

一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之则不然。

Question 67

数据锁的相容矩阵

Answer 67

S X IS IX SIX -
S Y N Y N N Y
X N N N N N Y
IS Y N Y Y Y Y
IX N N Y Y N Y
SIX N N Y N N Y
- Y Y Y Y Y Y