分布式环境下的并发控制与封锁
系统架构设计师考试知识点(新版本)
第一章系统架构师概述1.1.1系统架构师的概念现代信息系统“架构”三要素：构件、模式、规划；规划是架构的基石，也是这三个贡献中最重要的。
架构本质上存在两个层次：概念层，物理层。
1.2.1系统架构师的定义负责理解、管理并最终确认和评估非功能性系统需求，给出开发规范，搭建系统实现的核心架构，对整个软件架构、关键构建、接口进行总体设计并澄清关键技术细节。
主要着眼于系统的“技术实现”，同时还要考虑系统的“组织协调”。
要对所属的开发团队有足够的了解，能够评估该开发团队实现特定的功能需求目标和资源代价。
1.2.2系统架构师技术素质对软件工程标准规范有良好的把握。
1.2.3系统架构师管理素质系统架构师是一个高效工作团队的创建者，必须尽可能使所有团队成员的想法一致，为一个项目订制清晰的、强制性的、有元件的目标作为整个团队的动力；必须提供特定的方法和模型作为理想的技术解决方案；必须避免犹豫，必须具备及时解决技术问题的紧迫感和自信心。
1.2.4系统架构师与其他团队角色的协调系统分析师，需求分析，技术实现系统架构师，系统设计，基于环境和资源的系统技术实现项目管理师，资源组织，资源实现由于职位角度出发产生冲突制约，不可能很好地给出开发规范，搭建系统实现的核心架构，并澄清技术细节，扫清主要难点。
所以把架构师定位在项目管理师与系统分析师之间，为团队规划清晰的目标。
对于大型企业或项目，如果一人承担多个角色，往往容易发生顾此失彼的现象。
1.3系统架构师知识结构需要从大量互相冲突的系统方法和工具中区分出哪些是有效的，那些是无效的。
1.4从开发人员到架构师总结自己的架构模式，深入行业总结规律。
几天的培训不太可能培养出合格的软件架构师，厂商的培训和认证，最终目的是培养自己的市场，培养一批忠诚的用户或产品代言人，而不是为中国培养软件架构师。
《计算机网络基础知识》计算机系统由硬件和软件组成，软件通常分为系统软件和应用软件。
系统软件支持应用软件的运行，为用户开发应用软件提供平台，用户可以使用它，但不能随意修改它。
PB环境下Sybase数据库访问的并发控制
众所 周 知 ， 据库 系统 的核 心是 信息 管理 ， 本工 数 基 作包 括联 机 的分析 处 理 、 机 的事务 处理 、 发事 件 的 联 突
通 镌 电 潦 技 术 ．
２１ ０ ２年 ５月 ２ ５日第 ２ ９卷 第 ３期
Ｔｅｅ ｏ Ｐｏ ｒＴｅ ｈ ｏ ｏ ｙ ｌｃ ｍ ｗｅ ｃ ｎ ｌ ｇ Ｍ ａ ５，２ １ ，Ｖｏ ． ２ ．３ ｙ２ ０２ １ ９ Ｎｏ
文 章编 号 ：０ ９３ ６ （０ ２ ０ ～０ ３０ １ ０ —６ ４ ２ １ ） ３０ ９ —２
型 的数据 库 技术 。数 据压缩 、 量数 据 的存储 、 带 网 海 宽 络、 高速 网络 计算 机 技 术 、 媒 体技 术 、 络技 术 等 方 多 网 面 的发展 对数 据库 技 术 的发展 有一定 的促进 作用 。多 媒 体数 据处 理技术 是 一 门涉及 面非 常广 泛 的综 合性 信 息 处理 技术 ， 与语 音 图形 图像 的识别 、 音控 制等 都有 语 着 非常 密切 的关 系 。到 目前 为 止 ， 没有 公 认 的统 一 还
数 据模 型与 标准 规范 。 在 Ｓ ｂ ｓ 数 据库 里 ， ｙ ａｅ 人们 一般使 用 服务 模式 的多 用 户数 据库 ， 这种 数据 库 能 过 接 收 并 且处 理 很 多 用 户 的特别 要求 。所 以 ， ｙ ａ ｅ 据 库所 带 来 的最 大效 用 Ｓ ｂｓ 数 就 是能够 同时处理 、 决很 多 的问题 。 解
现丢失数据 的情 况 ， 至可 能会 读 出错 误 的数 据 ， 甚 这样
应 对等 ， 是计 算机 技术 在具 体 的社 会 活 动 中得 到 运 用 的一个 重要 表现 。
一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议
上海理工大学学报第31卷 第3期J.University of Shanghai for Science and TechnologyVol.31 No.3 2009文章编号:1007-6735(2009)03-0237-05收稿日期:2008-01-16作者简介:姚新苗(1983-),女,硕士研究生.E -mail:yao xinmiao 1@一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议孙 红, 姚新苗(上海理工大学光电信息与计算机工程学院,上海 200093)摘要:分析了当提交状态参与者允许执行状态的参与者访问其数据时,由数据冲突访问而引起的各种依赖关系,提出了一种基于两阶段封锁的乐观提交协议(OCP).让参与者先发送一个W ORK -ST ART ED 消息来代替WORKDONE 消息,考虑依赖关系,允许只包含提交依赖的访问者发送WORKSTARTED 消息来解除阻塞,从而减少了事务提交的处理时间,也消除了级联撤销.关键词:提交;撤销;WORKST ART ED 消息;WORKDONE 消息中图分类号:TP 311.133 文献标志码:AA distributed real time commit protocol basedon two -phase lockingSUN H ong, YAO Xin -miao(School of Optical -Electrical and Com put er Engineering,Univer sity of Shanghai forS cience an d Techn ology ,Shan ghai 200093,China )Abstract:All kinds of dependencies that may arise due to data access conflicts in executing -com -mitting transaction were analyzed,when a committing cohort is allowed to lend its data to an execu -ting cohort.An optimistic commit protocol based on two phase locking (OCP)was then proposed,in which WORKSTARTED message is sent in place of WORKDONE message just before the start of processing phase of the cohort.Furthermore,in case of dependency,borrower with only commit de -pendency is allowed to send WO RKSTARTED message instead of being blocked.This reduces the time needed for commit processing and is free from cascaded aborts.Ke y words:com m it ;a bor t ;WORKSTARTED m essa ge ;WORKDONE m essage 一个实时数据库系统在处理分布式数据时应该保持数据一致性,同时也要满足和事务相关的时间约束,尤其是对事务截止期而言.为了解决事务截止期问题,一个重要因素就是要解决事务之间的数据访问冲突.通常一个事务的生命期分成两个阶段,即执行阶段和提交阶段[1].在执行阶段,一个事务的一系列操作是分布在系统中的不同站点上.而在提交阶段,往往通过提交协议来保证事务的原子性.数据冲突可以发生在执行阶段的两个事务之间(执行-执行冲突),也可以发生在执行阶段的一个事务和提交阶段的一个事务之间(执行-提交冲突).虽然,两个执行事务的数据冲突在一定程度上可以得到解决,但是发生在执行提交阶段的事务间的数据冲突却不能得到很好的解决.分布式实时数据库系统中的提交过程很大程度上增加了事务执行时间,这也影响了系统处理事务截止期的能力.因此,对分布式上海理工大学学报2009年第31卷实时数据库系统而言,设计一个好的提交协议对故障恢复,恢复速度和正常处理都起到重要作用.本文的工作就是分析在执行-提交阶段的参与者更新操作时,由数据访问冲突而引起的各种依赖关系,然后提出了一种基于两阶段封锁的实时乐观提交协议OCP.参与者的执行阶段被划分成为两部分,即封锁阶段和处理阶段,在处理阶段开始前,参与者先发送一个WORKSTARTED 消息来代替WORKDONE 消息.由于数据争夺只发生在封锁阶段,参与者只能等待.一旦它获得了所需要的锁,事务要么完成提交,要么由于更高级别的事务或者它的截止期到期而撤销.考虑依赖关系,允许只有包含提交依赖的访问者发送WORKST ART ED 消息来解除阻塞[2-5].这就减少了事务提交处理的时间,同时也可以消除级联撤销.为了保证事务的A CID 特性,在发送YES -VOTE 消息之前必须检查处理过程的完整性,去除参与者的依赖关系.1 分布式实时数据库系统分布式实时数据库系统仿真模型的结构,主要由系统模型、网络模型、参与者执行模型和数据库模型所组成,如图1所示.图1 分布式实时数据库系统模型Fig.1 Distrib uted real time datab ase system model1.1 系统模型在分布式数据库系统模型中,全局数据库被划分为本地数据库的集合存储在不同的站点上.每个站点都有事务生成器、事务管理器、并发控制器、CPU 、准备队列、本地数据库、通信接口、等待队列和汇总组成.事务生成器负责生成一个标有内部到达时间的事务,它独立于其他站点生成的事务.每个站点会生成两种类型的事务:全局事务和本地事务.事务管理器就协调者的行为在远程站点上生成参与者.参与者在对数据对象进行任何操作之前,必须通过并发控制组件获得该数据项上的锁.如果要求被拒绝,那么就把该参与者放入等待队列.如果所需的锁被释放并且获得所有锁的话,该等待中的参与者被激活.一旦参与者获得了它所需的全部锁后,就能访问内存,对数据项进行计算操作.最后,参与者提交或者撤销事务,同时释放它所占有的全部锁.模型中的汇总部件负责统计已经提交或者被撤销事务.1.2 数据库模型和网络模型数据库作为数据项的集合均匀地分布在各个站点上.当事务对数据项提出申请,就对该数据项执行并发控制.这里不考虑不同站点上数据项存在副本.通信网络连接各个站点.由于系统中没有全局共享内存,所有站点通信都必须通过通信网络.所以,网络管理器起到通信网络的作用.1.3 封锁机制大多数事务并发控制技术都是基于对数据项进行封锁.事务都要按照两阶段封锁协议,先对所有的操作数据加锁,然后释放所有操作数据上的锁.其中,有一种严格2PL 或者是静态2PL,它要求事务在执行之前,获得它所要访问数据的所有锁,如果没有获得所需的所有锁,该事务就处于等待状态,直到它获得所需的全部锁.1.4 参与者执行模型分布式事务执行模型中有两种:串行和并行.在串行执行模型中,每个执行站点最多只有一个事务的参与者在执行,同一时间只能有一个参与者是活动状态.然而,在并行执行模型中,事务的协调者向远程站点发送请求消息来激活参与者,让它们列出在该站点所有需要执行的操作,然后参与者以并行的方式在同一时间开始执行.本文中提到的就是以并行方式执行参与者.1.5 模型假设假设所有的事务都是稳实时事务,模型中的每个事务都是以协调者进程的形式存在,这些进程在事务的原始站点执行,而参与者在所需数据项所在的远程站点执行.如果事务访问列表中存在本地数据,那么参与者就在本地执行.同样,在访问数据项238第3期孙红,等:一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议之前,参与者必须获得数据项上的锁.同时还有如下假设:a.事务处理需要使用CPU和驻留在本地站点或远程站点的数据;b.一个站点的事务到达独立于其他站点的事务到达,使用泊松分布;c.每个事务预先声明读操作和写操作;d.如果一个参与者已经存在于另一个参与者依赖集中,就不允许另一个参与者进行读或更新操作;e.如果协调者在该站点事务截止期前完成提交决定,那么这个分布式实时事务就能提交.2数据访问冲突及解决策略在冲突模式下进行数据共享会产生冲突事务间的依赖关系,从而限制它们提交顺序.分布式实时数据库系统中的实时事务可归为3种类型[6]:盲写模式(只写),更新模式(先读后写)和只读模式.2.1更新模式更新数据项往往比查询数据项更加复杂.更新意味着改变数据库中的数据,同时还要满足一些条件.当一个参与者更新数据项时,需要实施和控制所有约束,从而使该参与者的行为与其他参与者行为不发生冲突,同时,由于一些事务的并行执行,数据库必须保持一致性.2.1.1依赖关系的类型及其定义假设一个参与者要更新数据项x,它就要申请写锁.提到的依赖关系定义如下:提交依赖(CDS)如果事务T2要更新的数据项正被事务T1读取,那么事务T2提交依赖于事务T1,事务T2不允许提交直到事务T1提交完成.所有提交依赖于事务T的事务所组成的集合称为T的提交依赖集,记为CDS(T),即CDS(T)= {Ti|Ti CD T}.撤销依赖(ADS)如果事务T2读取或更新一个未提交的数据项x,该数据项被事务T1改写,那么事务T2撤销依赖事务T1.如果事务T1撤销,事务T2也得撤销.事务T1没有提交,事务T2也不允许提交.所有撤销依赖于事务T的事务所组成的集合称为T的撤销依赖集,记为ADS(T),即A DS(T) ={T i|T i AD T}.2.1.2不同数据冲突情况下的依赖关系类型在发生数据冲突时,往往会出现以下3种情况:情况1读写冲突事务T2要求对数据项加写锁,但是事务T1已经对该数据项加了读锁,那么事务T2提交依赖于事务T1.把事务T2的事务号添加到CDS(T1)中,事务T2就能获得写锁.情况2写写冲突如果事务T2要求更新数据项,但是事务T1已经对该数据项加了写锁,而且H F(T1)\minH F,那么事务T2撤销依赖于事务T1,把事务T2的事务号添加到ADS(T1)中,事务T2就能获得写锁;否则,事务T2被阻塞.情况3写读冲突如果事务T2要求对数据项加读锁,但事务T1已经加了写锁,且H F(T1)\minH F,那么事务T2撤销依赖于事务T1,把事务T2的事务号添加到ADS(T1)中,事务T2就能获得读锁;否则,事务T2被阻塞.基于上述部分讨论的不同数据冲突的情况,锁管理器在冲突模式下对数据项访问的处理过程如下:If(T2CD T1){CDS(T1)=CDS(T1)G{T2};T2is g ranted Update lock;}else if((T2AD T1)AND(H F(T1)\M inH F)) {ADS(T1)=ADS(T1)U{T2};T2is g ranted the requested lo ck(read or Up-date);}else T2w ill be blocked;2.2提交决定处理当事务T2访问被事务T1锁定的数据时,就会出现以下3种情况:a.事务T1在事务T2局部数据处理完之前收到全局决定.此时若决定提交,则T1提交;若是撤销,则(a).撤销事务T1的ADS中的所有事务;(b).从事务T1的CDS中按照某种并发控制策略选择一个事务执行.b.事务T2在事务T1收到全局决定之前完成局部数据处理.此时事务T2不能向其协调者发出/W ORKDONE0消息,因此该全局事务就不能够进入提交阶段,必须等待事务T1接收到全局决定或自己超过截止期.c.事务T2在事务T1收到全局决定之前撤239上海理工大学学报2009年第31卷销.在这种情况下,事务T2的更新无法完成,事务T2将从事务T1的依赖集中清除.3OC P协议描述分布式实时数据库系统中事务执行过程的关键任务就是要保证事务的从始至终,即事务的原子提交问题.因此,将设计一个新的实时提交协议,该协议减少了每个事务提交的持续时间,允许有序的锁的共享,并且能尽快地释放锁,从而减少其他事务的等待时间.协议的基本描述如下:a.由于CPU、磁盘等资源限制或者数据竞争,事务的执行可能会被延迟,参与者不得不在封锁阶段处于等待状态.因此,把事务的执行阶段分为封锁阶段和处理阶段两部分.参与者的执行步骤为(a).在封锁阶段,事务给数据项加锁.(b).在处理阶段开始前,参与者发送WORK-ST ART ED消息给协调者,然后执行.(c).协调者在收到所有参与者的WORK-ST ART ED消息后,在t时刻发送PREPARE消息,公式为T=max{t i+processing_tim e i}-T com其中,t i 为参与者i发送WORKSTARTED消息到达的时间;processing_time i为参与者i需要处理的时间; T com为通信延迟的时间.b.如果参与者T2使用了其他参与者加锁的脏数据项,那么就会出现3种依赖关系之一:T2提交依赖于其他参与者;T2撤销依赖于其他参与者;T2同时提交依赖和撤销依赖于其他参与者.当事务T2在事务T1收到全局决定之前完成局部数据处理,此时事务T2不能向其协调者发出/WORKDONE0消息,直到事务T1接收到全局决定.但是,允许提交依赖关系中的事务T2发送/WORKSTARTED0消息,因为事务T1的撤销不会级联到事务T2的撤销.因此,根据依赖关系的类型有以下两种决定.如果事务T2仅仅是提交依赖于其他参与者,则允许它向其协调者发送/WORKST ART ED0消息.这可以解除级联撤销,因为T1的撤销没有导致T2的撤销.如果事务T2撤销依赖于其他参与者或者是既提交依赖又撤销依赖于其他参与者,则不允许它向其协调者发送/WORKSTARTED0消息.这样,协调者就无法提交.也就是说,它必须等待事务T1接收到全局决定或自己超过截止期.c.当参与者的依赖关系被消除,事务执行完成后,就能发送/YES-VOTE0消息来回复协调者发送的/PREPARE0消息.如果参与者之间仍然存在依赖关系或者执行过程未完成,则/YES-VOTE0消息将会延迟,直到依赖关系全部消除和执行过程完成才能发送.d.参与者的CPU调度算法(a).当两个参与者准备在同一处理器中执行时,首先调度优先级高的参与者;(b).在封锁阶段,如果优先级高的参与者(T h)到达时,优先级低的参与者(T L)被撤销,且T L释放其所有封锁的数据项;(c).参与者在取得CPU和优先权的基础上才能处理完成;在T L处理过程期间,一旦有更高优先级的参与者T h到达时,T L被撤销并释放其所有封锁的数据项.根据以上各方面的讨论,该协议完整的伪代码如下所示:if(T1receives glo bal decision befor e,T2is g oing to start processing phase after g etting all lo cks)M第一种情况{ONE:if(T1.s global decision is to com mit){T1enter s in the decision phase;A ll cohorts in ADS(T1)and CDS (T1)w illexecute as usual;Delete set of ADS(T1)and CDS(T1);}else M T1接收到的全局决定是撤销{T1aborts;The cohorts in CDS(T1)w ill execute asusual;Transaction in ADS(T1)w ill be abo rted;Delete sets of ADS(T1)and CDS(T1);} else if(T2is going to start pr ocessing phase afterg etting all locks befo re,T1receives g lobaldecision)M第二种情况{check ty pe of dependencies;if(T2.s dependency is co mmit o nly)T2sends WORKSTARTED message;else{T2is blocked for sending WORKSTA RTED m essage;w hile(!(T1receive global decision OR T2 m isses deadline))240第3期孙红,等:一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议{if(T2misses deadline){U ndo com putation o f T2;Abo rt T2;Delete T2from CDS(T1)&ADS (T1);}else GoTo ONE;}}}else M T2is aborted by higher transactio n before,T1receives decisio n第三种情况{U ndo com putation o f T2;Abo rt T2;Delete T2fro m CDS(T1)&ADS(T1);}} 4结论在大型网络中,通信和队列延迟已经成为了瓶颈.本文提出的协议允许参与者在处理阶段开始前发送WORKSTARTED消息来代替WORKDONE 消息,这样能够将消息传输时间和参与者的处理时间进行叠加,从而减少这个事务的完成时间.如果在参与者之间只有提交依赖,那么允许访问者发送WORKSTARTED消息.若被访问者被撤销,只有提交依赖的访问者不必撤销,从而可以消除级联撤销.同时,也减少了访问者的阻塞期.参考文献:[1]LA M K Y,PA N G C L,SON S H,et al.Reso lving exe-cuting-comm itting conflicts in distr ibut ed r ea-l time da-tabase sy stems[J].T he comput er Journal,1999,42(8):674-692.[2]QI N B,L IU Y.H ig h perfo rmance distr ibuted r eal t imeco mmit pro tocol[J].Journal of Sy stems and Softw are,Elsevier Science Inc,2003,68(2):145-152.[3]HA RIT SA J,RA M A M RI T H AM K,G U PT A R.T hePRO M PT real t ime commit pro tocol[J].IEEE T r ans-actio n on P arallel and Distributed Sy stems,2000,11(2):160-181.[4]GU PTA R,HARIT SA J,RAM AM RIT HAM K,et al.Commit processing in distributed real time database sys-tems[C]M Proceedings of Rea-l time Systems Symposium,San Francisco:IEEE Computer Society Pr ess,1996,220-229.[5]GU PT A R,H A RIT SA J,R A M AM RIT H A M K.M or eoptimistic about real time distributed commit pro cess-ing[C]M Pr oceeding s o f R ea-l T ime Systems Sympos-ium.San F rancisco:I EEE Computer Society Pr ess,1997,123-133.[6]RA M AM RIT H A M K.Rea-l t ime databases[J].Dis-tr ibut ed and P arallel Databases,1993,1(2):199-226.(上接第236页)6结论a.引入转换温度的理念,作了定量研究,得到关于蒸气压缩制冷循环的蒸发温度与吸热转换温度、冷凝温度与放热转换温度线性关系表达式,与不考虑不可逆压缩、节流循环相比更符合工程实际.b.无因次熵产率值表明蒸气压缩制冷循环的不可逆性程度热力完善度;无因次制冷率的大小标志着一个循环的制冷能力大小,根据实际工程应用的技术参数可由计算后得到.c.在不增加不可逆传热温差情况下,环境温度不变,可以通过提高低温热源和降低性能参数比的方法提高制冷率.实际冷凝温度要比理想可逆循环分析方法所得冷凝温度低,实际蒸发温度则比理想可逆所得温度高,更符合实际应用.d.基于有限时间热力学建立的模型定性、定量地反映循环中的温差不可逆因素的作用,建立更为一般、适用范围宽广的循环模型,突出了热力学第二定律在有限时间热力学分析中的应用,为实际蒸气压缩制冷循环最佳温差运行参数的确定,提供了理论依据与实践证明.参考文献:[1]沈维道,蒋智敏,童钧耕.工程热力学[M].第3版.北京:高等教育出版社,2001.[2]傅秦生.能量系统的热力学分析方法[M].西安:西安交通大学出版社,2005.[3]余敏,马俊杰,杨茉,等.换热器特性参数与热力性能熵产分析[J].热能动力工程,2007,22,(4):399-403. [4]王文化,陈林根,孙丰瑞.实际闭式中冷回热燃气轮机循环的效率优化[J].中国电机工程学报,2006,26(1):12-15.241。
国家开放大学《操作系统》章节测试参考答案
国家开放大学《操作系统》章节测试参考答案第1章操作系统概述一、单项选择题1．操作系统的基本职能是（）。
A. 提供用户界面，方便用户使用B. 提供方便的可视化编辑程序C. 提供功能强大的网络管理工具D. 控制和管理系统内各种资源，有效地组织多道程序的运行2．按照所起的作用和需要的运行环境，操作系统属于（）。
A. 应用软件B. 系统软件C. 支撑软件D. 用户软件3．在计算机系统中，操作系统是（）。
A. 处于裸机之上的第一层软件B. 处于系统软件之上的用户软件C. 处于应用软件之上的系统软件D. 处于硬件之下的低层软件4．现代操作系统的基本特征是（）、资源共享和操作的异步性。
A. 程序的并发执行B. 实现分时与实时处理C. 多道程序设计D. 中断处理5．以下不属于操作系统具备的主要功能的是（）。
A. 中断处理B. CPU调度C. 内存管理D. 文档编辑6．为用户分配主存空间，保护主存中的程序和数据不被破坏，提高主存空间的利用率。
这属于（）。
A. 存储管理B. 作业管理C. 文件管理D. 处理器管理7．操作系统对缓冲区的管理属于（）的功能。
A. 设备管理B. 存储器管理C. 文件管理D. 处理器管理8．操作系统内核与用户程序、应用程序之间的接口是（）。
A. shell命令B. C语言函数C. 图形界面D. 系统调用9．系统调用是由操作系统提供的内部调用，它（）。
A. 与系统的命令一样B. 直接通过键盘交互方式使用C. 是命令接口中的命令D. 只能通过用户程序间接使用10．在下列操作系统中，强调吞吐能力的是（）。
A. 多道批处理系统B. 实时系统C. 网络系统D. 分时系统11．批处理系统的主要缺点是（）。
A. CPU的利用率不高B. 系统吞吐量小C. 不具备并行性D. 失去了交互性12．为了使系统中所有的用户都能得到及时的响应，该操作系统应该是（）。
A. 分时系统B. 网络系统C. 实时系统D. 多道批处理系统13．下面不属于分时系统特征的是（）。
数据库系统概论习题集第八章数据库并发控制
数据库系统概论习题集第⼋章数据库并发控制第⼋章数据库并发控制 ⼀、选择题 1．为了防⽌⼀个⽤户的⼯作不适当地影响另⼀个⽤户，应该采取（）。
A. 完整性控制B. 访问控制C. 安全性控制D. 并发控制 2. 解决并发操作带来的数据不⼀致问题普遍采⽤（）技术。
A. 封锁B. 存取控制C. 恢复D. 协商 3．下列不属于并发操作带来的问题是（）。
A. 丢失修改B. 不可重复读C. 死锁D. 脏读 4． DBMS普遍采⽤（）⽅法来保证调度的正确性。
A. 索引B. 授权C. 封锁D. ⽇志 5．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，这是（）。
A. ⼀级封锁协议B. ⼆级封锁协议C. 三级封锁协议D. 零级封锁协议 6．如果事务T获得了数据项Q上的排他锁，则T对Q（）。
A. 只能读不能写B. 只能写不能读C. 既可读⼜可写D. 不能读也不能写 7．设事务T1和T2，对数据库中地数据A进⾏操作，可能有如下⼏种情况，请问哪⼀种不会发⽣冲突操作（）。
A. T1正在写A，T2要读A B. T1正在写A，T2也要写A C. T1正在读A，T2要写A D. T1正在读A，T2也要读A 8．如果有两个事务，同时对数据库中同⼀数据进⾏操作，不会引起冲突的操作是（）。
A. ⼀个是DELETE，⼀个是SELECT B. ⼀个是SELECT，⼀个是DELETE C. 两个都是UPDATE D. 两个都是SELECT 9．在数据库系统中，死锁属于（）。
A. 系统故障B. 事务故障C. 介质故障D. 程序故障 选择题答案： (1) D (2) A (3) C (4) C (5) A (6) C (7) D (8) D (9) B ⼆、简答题 1. 在数据库中为什么要并发控制？ 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。
数据库系统概论第五版课后答案第十章
数据库系统概论第五版课后答案第十章
1。
在数据库中为什么要并发控制？
答：数据库就是共享资源，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与，或修改同一数据得情况。
若对并发操作不加控制就可能会存取与存储不正确得数据，破坏数据库得一致性。
所以数据库管理系统必须提供并发控制机制．
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得情况？
答：并发操作带来得数据不一致性包括三类：丢失修改、不可重复读与读“脏’夕数据。
( l)丢失修改(]ostupdate)两个事务Tl与T2读入同一数据并修改，T2提交得结果破坏了（覆盖了）提交得结果，导致l得修改被丢失。
(2)不可重复读(No n- RepeatableRead) 不可重复读就是指事务l读取数据后，事务几执行更新操作，使Tl 无法再现前一次读取结果。
( 3)读“脏”数据( D irtyRead)读“脏’夕数据就是指事务Tl修改某一数据，并将其写回磁盘，事务几读取同一数据后，Tl由于某种原因被撤销，这时Tl己修改过得数据恢复原值，几读到得数据就与数据库中得数据不一致，则几读到得数据就为“脏”数据，即不正确得数据。
避免不一致性得方法与技术就就是并发控制。
最常用得技术就是封锁技术。
也可以用其她技术，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．。
第7章事务与并发控制
7.2.1 并发控制需解决的问题
多个事务并发执行时，数据的不一致主要表现为：数据丢失更新、读“脏”数据、 不可重复读。
1．数据丢失更新 所谓丢失更新（Lost Update），是指两个或多个事务在并发执行的情况下，都对同 一数据项更新（即先读后改，再写入），从而导致后面的更新覆盖前面的更新。例如， 对于联网售票系统，设有两个事务T1，T2都要求访问数据项A，设事务T1，T2执行前A 的值为20，T1，T2的执行顺序如图7.2所示，当事务T1读得的值为20，T2读得的值也是 20；T1写入A的值为19，T2写入A的值也是19，显然这与事实不符，这是由于两个事务 并发地对同一数据写入而引起的，因此这种情况又称为写-写冲突。 2．读“脏”数据 读“脏”数据是由于一个事务正在读另一个更新事务尚未提交的数据引起的，这种 数据不一致的情况又称为读-写冲突。例如，对于如图7.3所示的两个并发执行的事务T1， T2，T2先读得A的值，T1读得A的值，修改并写入，然后T2读得T1修改后的A的值，T1 执行回滚操作，显然T2第二次读到的A的值是一个不存在的值，这是一个“脏”数据。 读“脏”数据是由读-写冲突引起的。
7.2.2 封锁
（4）意向锁 对于数据库中的数据对象，可用如图7.5所示的层次树表示。 意向锁表示一个事务为了访问数据库对象层次结构中的某些底层资源（如表中的元 组）而加共享锁或排他锁的意向。意向锁可以提高系统性能，因为DBMS仅在表级检查 意向锁就可确定事务是否可以安全地获取该表上的锁，而无须检查表中每个元组的锁来 确定事务是否可以锁定整个表。意向锁包括意向共享（IS）、意向排他（IX）及意向排 他共享（SIX）。
SIX 相容 不相容 不相容 不相容 不相容 不相容
X 不相容 不相容 不相容 不相容务T申请对数据对象A加锁时，若该数据对象上已加了锁，新加的锁必须 满足表7.2中锁的相容性。
二级封锁协议能否避免死锁
竭诚为您提供优质文档/双击可除二级封锁协议能否避免死锁篇一：数据库中的封锁协议并发产生的数据不一致有：丢失修改，读脏数据，不可重复读两种锁：s锁（共享锁，读锁），x锁（排它锁，写锁）加s锁后，本事务就只能读取数据而不能修改。
其他事务可以加s锁来读取数据，但不能加x锁修改数据。
即：只要数据上有s锁，任何事务都只能再对其加s锁读取，而不能加x锁修改。
加x锁后，本事务可以读取和修改数据。
其他事务不能加任何锁，从而也不能读取和修改数据。
封锁协议有：三级封锁协议以及两段锁协议一级封锁协议：写数据前加x锁，事务结束释放x锁。
解决丢失修改问题。
二级封锁协议：一级之上，读数据前加s锁，读完释放s锁。
一级之上解决读脏数据问题。
三级封锁协议：二级之上，事务结束才释放s锁。
二级之上解决不可重复读问题。
两段锁协议（2pl）：读数据前加s锁，写数据前加x锁，事务结束时才释放。
当要修改数据时，事务应对已加的s锁升级为x锁。
事务释放一个封锁后，不再申请其它任何封锁。
即一个事务如果对不同数据加锁，解锁都是放到后面一块儿进行的。
注意，以前一直弄错，这儿是一个事务，如果是并发事务，a事务的解锁可以放到b事务之前。
两段锁协议解决的是事务并发时的正确调度，并不能解决死锁。
注意：如果两个事务都对同一数据有读和写，那么可以不加s锁，直接上x锁。
篇二：并发控制课后答案第八章并发控制习题解答和解析1.1.在数据库中为什么要并发控制答：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。
2.2.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。