6.2数据库作业

文章目录

1
- 1.1
- 1.2
- 1.3
2
- 2.1
- 2.2
3
- 3.1
- 3.2
- 3.3
4

1

1.1

丢失更新(lost update)异常是指如果事务Tj读取了一个数据项，然后另一个事务Ti写该数据项(可能基于先前的读取)，然后Tj写该数据项。于是Ti做的更新丢失了，因为Tj的更新覆盖了Ti写入的值。
给出一个表示丢失更新异常的调度实例。

R1(A)R2(A)W2(A)W1(A)或者以表格的形式表示：
T1         T2
-----------------
Read(A)Read(A)Write(A)
Write(A)
在上面的调度中，事务T2写入的值由于事务T1的写入而丢失。

1.2

给出一个表示丢失更新异常的调度实例，表明在已提交读隔离性级别下该异常也可能存在。

T1         T2
-----------------
Lock-S(A)
Read(A)
unlock(A)Lock-X(A)Read(A)Write(A)unlock(A)commit
Lock-X(A)
Write(A)
unlock(A)
commit上述调度中的封锁确保了已提交读隔离性的级别。但由事务T2写入的值因T1的写入而丢失。

1.3

解释为什么在可重复读隔离性级别下丢失更新异常不可能发生。

3、在可重复读取隔离级别，不会出现丢失更新异常。在可重复读取隔离级别中，事务T1读数据项X，在X上持有一个共享锁，直到事务结束。这使得较新的事务T2要等到T1结束才能够写X的值。这就强制成串行顺序T1、T2，因此T2所写的值不会丢失。

2

2.1

考虑下面两个事务:
T1：read(A)      read(B)if A=O then B:=B+1write(B)T2：read(B)read(A)if B=O then A:=A+1write(A)给事务T1与T2增加加锁、解锁指令，使它们遵从两阶段封锁协议。

T1：lock-S(A)      read(A) lock-X(B)     read(B)if A=O then B:=B+1write(B)unlock(A)     unlock(B)     T2：lock-S(B)      read(B) lock-X(A)     read(A)if B=O then A:=A+1write(A)unlock(B)     
unlock(A)

2.2

这两个事务会引起死锁吗?

行这些事务可能导致死锁。例如，考虑以下调度：
T1         T2
-----------------
Lock-S(A)
Read(A)Lock-S(B)Read(B)
Lock-X(B)Lock-X(A)此时调度出现了死锁。

3

3.1

考虑下面两个事务:
T1：read(A)      read(B)if A=O then B:=B+1write(B)T2：read(B)read(A)if B=O then A:=A+1write(A)设一致性需求为A=0 ∨ B=0，初值是A=B=0。说明包括这两个事务的每一个串行执行都保持数据库的一致性。

T1与T2有2种可能的串行调度：T1、T2，或者T2、T1。
对于调度T1、T2，调度结束时，A=0，B=1
对于调度T2、T1，调度结束时，A=1，B=0
可以看出串行执行会生成两种不同的结果，但都保持了数据库的一致性。

3.2

设一致性需求为A=0 ∨ B=0，初值是A=B=0。
给出T1和T2的一次并发执行，执行产生不可串行化调度。

T1和T2的如下并发执行，将产生不可串行化调度：
T1                 T2
----------------------------
Read(A)Read(B)Read(A)
Read(B)
if A=O then B:=B+1if B=O then A:=A+1Write(A)
Write(B)

3.3

存在产生可串行化调度的T1和T2的并发执行吗?

没有导致可串行化调度的并行执行。
从第a部分我们知道，一个可串行调度的结果是a = 0∨
B = 0。假设我们从T13开始读(A)。那么当日程安排
结束，无论何时运行T2 B = 1。现在假设
我们在T13完成之前开始执行T14。然后T2读(B)
B的值为0。当T2结束时，A= 1。因此B = 1∧A
= 1→？(A = 0∨B = 0)，类似于从T14开始读(B)。