事务并发控制中的两段锁和可串行化冲突图的对比

文章编号:1000-2375(2005)01-0019-05

事务并发控制中的两段锁和

可串行化冲突图的对比

金　蓉,李跃新

(湖北大学数学与计算机科学学院,湖北武汉430062)

摘　要:数据库中并发操作一般分为数据级和事务级两种,由于资源的竞争可能引起数据级的冲突和事

务级的冲突,因此需要对并发执行的事务转化为某个可串行化调度,从而确保数据库的一致性.目前并发控制的方法有很多,从锁和非锁机制两个方面分析了两段锁和可串行化冲突图两种并发控制的规则和数据结构及分类,并从事务的冲突可串行化方面和结构上分析了各自的性能和优缺点.

关键词:锁;两段锁协议;可串行化冲突图

中图分类号:TP311 文献标志码:A

收稿日期:2004-03-25

作者简介:金　蓉(1979-　

),女,硕士生1　引　言

数据库中的并发操作一般分为数据级和事务级两种,一方面在微观数据级上有数据对象的读(Read )操作和写(Write )操作,另一方面在宏观事务级上有事务的操作原语:终止(Abort ),开始(Begin ),提交(C ommit ),结束(End ),实质上事务中包含着对一系列数据对象的操作,因为一个事务系统主要由3个部分构成:数据项集、对数据项集的操作和控制事务存取数据的管理器(我们称为事务管理器T M ).并发控制的作用是正确协调同一时间里多个事务对数据库的并发操作,解决资源竞争问题以保证数据库的一致性和完整性.

并发控制是通过调度来确保事务的并发执行的效果等同于没有并发执行时的执行效果,也就是使事务的并发执行调度等价于事务的某个可串行化调度,从而确保数据库的一致性.可串行化简单的说就是一个并发操作等效于某个串行执行的效果,也即有相同的输出结果,与串行操作对数据库有同样的效果.

冲突有数据级的冲突和事务级的冲突,数据间的冲突体现在数据库中同时对相同的数据对象操作,事务间的冲突是由事务的数据相关性及在共享数据对象上的交互作用而引起的,通常用事务的“冲突关系”来表示.

定义1　数据对象d 上的两个操作p 、q 是“冲突”的,记为CT (d ,p ,q ),当且仅当S (S (s ,p ),q )≠S (S (s ,q ),p )∨R (s ,p )≠R (S (s ,q ),p )∨R (s ,q )≠R (S (s ,p ),q ).其中,S (s ,p )和R (s ,p )分别表示操作p 对d 的给定状态s 所产生的结果状态和结果输出(返回).

由定义可知,两个或多个数据操作产生冲突的条件是1)它们属于不同的事务;2)都访问数据库中相同的数据对象;3)并且至少有一个是写操作否则就不会产生冲突.

定义2　两个事务t 1、t 2是“冲突”的,记为t 1CR t 2,是指它们包含了(至少)一对冲突操作.即对于任何t 1≠t 2,t 1CR t 2,当且仅当?d 、?p ,q (p (d )∈t 1∧q (d )∈t 2∧CT (d ,p ,q ).

事务间的冲突归根结底集中在数据操作的冲突上,因此解决冲突最初的方法是对数据对象采用锁机制,而锁可以分为读锁和写锁,当数据对象加了读锁后可以再加读锁但不能加写锁,因此读锁是共享的,当数据对象加了写锁后就不能加其他任何锁,因此写锁是排它的,显然读锁较写锁的并发度高.

第27卷第1期2005年3月湖北大学学报(自然科学版)Journal of Hubei University (Natural Science )　V ol.27　N o.1　Mar.,2005

目前解决事务间冲突和数据冲突的并发控制算法有很多,本文主要从锁(Locking )的和非锁(N on -Locking )的并发控制机制这两个方面比较两种并发控制方法:两段锁协议(T w o -Phase Locking 简称2P L ),可串行化图检测方法(Serialization G raph T esting ).

2　锁机制(Locking Mechanism)

首先介绍两段锁协议的定义:一个日志L =是2P L 的当且仅当n 个事务T 1,T 2,…,T n 存在序列α1,β1,…,αn ,βn 满足以下条件:

S1:αn <βn for i =1,…,n.

S2:αi <Π(W i ),and Π(R i )<βi for i =1,…,n.

S3:如果CT (p i ,q j )and Π(p i )<Π(q j ),那么存在序列U i 和L j 满足

a )Π(p i )

b )βi ≤U i and L j ≤αj .

这里D 表示数据项集,T 表示事务集,Σ是原子操作集,S 是存取函数,它给出被原子操作访问的数据项集,Π是排列函数,它分配操作顺序.

一个事务在读数据项前必须加读锁,在写数据前加写锁.同时两个事务如果其中一个是写锁时不能同时对相同的数据加锁.事务在释放一个锁后不再获得锁了.如图1所示2P L 的几何描述,其中上升边表示事务T i 的上锁,下降边表示事务T i 的放锁,我们可以看出事务T i 对数据项的上锁都在放锁之前,αi 图1　两段锁序列的几何描述为事务T i 最大的上锁点,βi 为事务T i 最小的放锁点.

实现2P L 需要使用两个的数据结构是锁表和等待列表.锁表是为了

找出事务目前所有持有的锁,锁表的结构包括锁的类型(数据库,关系,

页,关键区)、锁的模式(共享,排他)、关系标识、事务标识和等待标记等.

等待标记是用来指示其他事务等待获得该关系上的锁,如果标记是集合,那么在等待列表中有等待那个事务的入口.锁表是固定大小的数组,

事务可能因为数组大小有限而阻塞,锁表在等待队列中也有入口.等待列表是一个链表它连接阻塞锁申请,每一入口标识事务或关系锁申请和进入阻塞事务锁表的索引.当事务阻塞时作为新的结点加入到列表的开始处.当事务释放锁时,顺序扫描等待列表看是否有事务等待这种关系或类型的锁.

以上2P L 数据结构导致其缺点:持有锁的事务在阻塞队列中产生一个阻塞链,它们也阻塞系统中的其他事务,显然这种现象会降低系统性能和使事务的阻塞时延失去控制也就是死锁.

但2P L 是达到事务一致性协议T CP [1](T ransactional C onsistency Protocol )中的1SR 的一致性的,因为它要求事务只有在提交或终止后才能释放它所持有的所有的锁.任何2P L 的事务是可串行化的,但不能避免死锁.所以2P L 可以根据其等待列表构造等待图(WFG )来检测死锁.

在2P L 基础上有D2P L 和S2P L ,它们都是基于2P L 协议通过静态和动态方法处理阻塞事务,两者性能比较在文献[2]中做了详细描述.

针对2P L 采用锁机制的缺点,我们可以采用非2P L 的方法来克服,它的优点就是避免了死锁,不需限制数据结构,不需重读数据,这些就是下面将介绍非2P L 方法的非锁机制所具备的.

3　非锁机制(N on -Locking Mechanism)

非锁并发控制方法有很多,这里我们讨论一种比较典型的非锁机制是SG T (Serialization G raph T est 2ing )叫可串行化图或冲突图,冲突图中结点表示事务集中处于活跃状态的冲突事务,边用有向箭头表示即t i →t j ,i ≠j 当且仅当?p i ∈t i ,q j ∈t j ((p i CT q j )∧(p i

(1)对于读操作R i (x ):

　if T i exits in SG then

02湖北大学学报(自然科学版)第27卷

Add T i in SG;

　for T j ∈SG T T j ≠T i

{if x ∈W SCH[T j ]then

add edge T j →T i ;

end if

if CY C LE T (SG )=1　/3SG is Cyclic 3/

then Abort T i ;

else Send R i (x )to DO ;

R SCH[T i ]=R SCH[T i ]∪{X};

end if ;

}

(2)对于写操作W i (x ):

　if T i exits in SG then

Add T i in SG;

　for T j ∈SG T ,T j ≠T i

{if x ∈W SCH[T j ]∨x ∈R SCH[T j ]

then Abort T i ; else Send W i (x )to DO

W SCH[T i ]=W SCH[T i ]∪{x}

end if

　}

该方法在检测冲突图时需要借助预先定义活跃事务的读集R SCH[T i ]和写集W SCH[T i ]来判断冲突操作,另外当冲突图中事务T i 终止时要从图中移去该结点以及与之相连的边.该SG T 与等待图有着本质区别,除了本身结点和边意义不同外,等待图用于检测死锁,它包含的是阻塞的事务,而SG T 中是活跃的事务,SG 保证是可串行化的,不干扰执行的事务.

4　两种并发控制方法的比较

从锁和非锁两种机制来说,封锁算法(2P L 协议)是一种保守的策略,不论有无冲突,在存取对象前都要加锁,而且所有的锁只有在事务结束时才能释放,由于对象拥有锁的时间长,使事务可能发生阻塞和死锁,另外还要为数据对象保存大量锁控制信息,增加了系统开销,使得其响应时间比非锁机制慢.非锁控制方法比锁方法增加了事务处理的并发度,而且比较可靠,没有死锁的危险.

两段封锁(2P L )技术可简单认为是一种保证事务执行的串行性次序的方法,它用上锁和开锁来执行,并用事务得到锁的先后次序作为事务操作执行的次序.

SG T 的并发控制通过检测可串行化图无环允许任何交叉的读写操作是可串行的,因此比2P L 约束更加宽厚些.而2P L 约束相对要苛刻些,它不允许某些交叉的读写操作.由以上算法可以看出2P L 不需为了达到事务的可串行化而强制事务卷回,而SG T 是要通过强制终止或夭折实现事务的可串行化.

2P L 虽然概念简单,但有死锁和降低并发度的缺点,需要构造等待图来检测死锁或预先申请所需的所有资源,但这样必定造成事务串行执行,降低了事务的并发度.SG T 能克服以上问题,保证并发控制技术一致性,可串行化和非2P L ,从而减少额外开销.

例如一个由T 1:R (x )W (y )和T 2:W (x )R (y )事务并发执行时的调度:

T 1 T 2

RL (x )

W L (y )r 1(x )

w 2(y )::

1

2第1期金　蓉等:事务并发控制中的两段锁和可串行化冲突图的对比

在此情况下由于T 1等待T 2释放数据对象y 的写锁而T 2也在等待T 1释放数据对象x 的读锁双方陷入等待状态从而造成死锁,2P L 应用的锁表格式(其中R L 表示读锁,W L 表示写锁)如下:

Data Locks granted Locks requested (Waited )

x

〈T 1,RL 〉〈T 2,W L 〉y

〈T 2,W L 〉〈T 1,RL 〉………

图2　等待图

为了防止死锁情况的发生,可以在不影响其并发度情况下建立等待图如

图2所示.

由图2可知经过检验该等待图,发现T 1和T 2构成环从而会造成死锁,因

此2P L 还需辅助手段来检测死锁.

而如果是采用SG T 方法只需对每个事务设立相应读写集就可以了,如R

-SCH[T 1]={x},W -SCH[T 1]={y},R -SCH[T 2]={y},W -SCH [T 2]={x},如果T i →T j 有边就表示事务T i 与T j 有读写,写读或写写冲突,事务T 1和T 2经读写集判断冲突后构造可串行化冲突图如图3所示,根据算法规则判断事务T 1和T 2构成了环,因此需要终止其图3　可串行化冲突图中一事务而防止执行时事务间产生死锁.

由实际应用对比可知,2P L 无预处理和事后处理需要,而SG T 需要预先定

义数据操作的读集和写集.2P L 使用两个数据结构是锁表和等待列表,较SG T

复杂,SG T 只需读集和写集数据结构就可以了,只不过SG T 的读写集是事务的

读写对象.此外2P L 在阻塞操作解除时,2P L 必须查找整个等待列表去发现阻

塞事务然后企图获得锁,这不仅费时而且也不保证事务在同样的关系上又一

次阻塞.同样的事务可能持续阻塞,放在等待列表中,然后从表中删除,试图再次获得锁,又被阻塞,没有理论上限制这种情况发生的次数.因此2P L 又可能造成活锁现象.SG T 中表示活跃事务的结点没有入边时,该事务就可从冲突图中删除并且移去相连边,因为如果该结点无入边就将在冲突图中不会加到形成的环中,这样就提高了事务的执行效率和并发度.所以SG T 的负载随着冲突的增大能保持稳定而2P L 则提高,SG T 的响应时间随着数据共享水平的提高而更好,SG T 的吞吐率在大多数情况下比2P L 好,SG T 在较高冲突情况下有较好的性能.

2P L 在无冲突,无死锁环境下可能比SG T 少一些CPU 负载,而在高冲突系统中隐含许多死锁,SG T 性能将好些[3,4].

5　结　论

SG T 比2P L 具有较高的并发度,在低冲突情况下,2P L 性能要好些,而在高冲突情况下,SG T 性能要好些.SG T 方法是用可串行化图获得数据流的可串行化调度.从结构上来看,2P L 虽简单但数据结构较SG T 复杂,因此响应时间和吞吐率会比SG T 差些,但目前许多大型数据库例如Oracle8i 和分布式数据库中仍采用2P L 方法.除此以外,2P L 还有一些扩展和改进的并发控制技术,在实时数据库和分布式数据库中都有应用.

参考文献:

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22湖北大学学报(自然科学版)第27卷

[4]Margaret Heich.G raph directed locking[J ].IEEE T ransaction on S oftware Engineering ,1988,14(2):133～140.

The comparison of tw o -phase locking and serialization graph

testing in concurrency control of transaction

J I N R ong ,LI Y ue 2xin

(School of Mathematics and C om puter Science ,Hubei University ,Wuhan 430062China )

Abstract :The concurrent operations are classified into data level and transaction level.Due to the com petition of res oures ,the data level and transaction level conflicts can be brought.S o the execution of concurrent transactions have to be trans ferred s ome serializable schedule s o as to insure the consistency of database.At present there are many concurrency control methods in database system ,analyse tw o concurrency control methods including tw o -phase locking and serialization graph from the aspect of locking mechanism and non -locking mechanism ,introduce the rules and data structures ,and then com pare their strongpoints and drawbacks of performance from the conflict se 2rializability of transaction and the structures of concurrency control.

K ey w ords :locking ;tw o -phase locking ;serialization graph testing (责任编辑　肖　铿)

(上接第5页)

从而M ∈J 2(G ),由已知θ(M )中存在一个正规极大θ-子群偶(C ,D )使得Δ1(G/D )≠1,由引理4,有N ≤D ,由引理1,有(C/N ,D/N )为θ(M/N )中的正规极大θ-子群偶且Δ1((G/N )/(D/N ))≠1,根据归纳法G/N 可解,设N 为G 的唯一极小正规子群.若N ≤Δ2(G ),则G 可解;若N ?Δ2(G ),则存在M 1∈J 2(G )且N ?M 1使得G =M 1N 且C ore M 1=1,(N ,1)为M 1的唯一正规极大的θ-子群偶,由已知Δ1(G )≠1,因Δ1(G )ΔG ,所以N ≤Δ1(G ),由Δ1(G )之超可解性知N 可解,从而G 可解.参考文献:

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[4]樊　恽.关于极大子群的三个问题[J ].数学学报,1986,29(5):628～631.

Several conditions about the solvability of finite group

W ANGJun 2xia

(School of Mathematics ,and C om puter Science ,Hubei University ,Wuhan 430062,China )

Abstract :Studied the s olvabilty of finite group by the theta pairs of only one special maximal subgroups ,ob 2tained a series of new results about the s olvability of finite group.

K ey w ords :finite group ;maximal subgroups ;θ-pairs for a maximal subgroup

(责任编辑　肖　铿)3

2第1期金　蓉等:事务并发控制中的两段锁和可串行化冲突图的对比

时间戳和乐观控制法并发控制技术

不加锁的并发控制 1. 时间戳的并发控制 调度并发事务的时间戳方法给每个事务分配一个全局惟一的时间戳。时间戳的值产生了一个精确的顺序,事务按照该顺序提交给DBMS。时间戳必须有两个特性:惟一性和单调性.惟一性保证不存在相等的时间戳值,单调性保证时间戳的值是一直增长的。 同一事务中所有的数据库操作(读和写)都必须有相同的时间戳。DBMS按照时间戳顺序执行冲突的事务,因此保证了事务的可串行化。如果两个事务冲突,通常终止其中一个,将其回滚并重新调度,赋予新的时间戳。 存储在数据库中的每个值都要求两个附加的时间戳域:一个是该域最后一次读的时间,另一个是最后一次更新的时间.因此时间戳增加了内存需求和数据库的处理开销.因为有可能导致许多事务被终止,重新调度和重新赋予时间戳,时间戳方法一般需要大量的系统资源. 2. 乐观的并发控制 乐观方法基于这样的假设,数据库操作的大部分都不会发生冲突.乐观方法不要求锁定.作为替换,事务不受限制地被执行,直到它被提交.便用乐观方法,每个事务经过两个或者三个阶段,它们是读、确认、写。 (1) 读阶段,事务读取数据库,执行需要的计算,并对一个私有的数据库值的副本进行更新.事务的所有更新操作都记录在一个临时更新文件中,该文件将不会被剩下的其他事务访问. (2) 确认阶段,对事务进行确认以保证所做的修改不会影响数据库的完整性和一致性.如果确认检查是肯定的,事务进入写阶段;如果确认检查是否定的,则事务回滚,重新启动,所做的修改被抛弃. (3) 写阶段,所做的修改被永久地写入到数据库中.乐观方法对于大多数只有较少更新事务的查询数据库系统来说是可以接受的. 3. 三种并发控制方法的比较 在存储空间上的比较: (1)封锁:锁使用的空间与封锁对象个数成正比. (2)时间戳:每个数据库对象的读时间和写时间都需要空间,不管是否当前被

实验15 事务与并发控制

实验十五事务与并发控制 【实验目的与要求】 1.掌握数据库事务的概念 2.熟悉数据库的四个特性 3.熟练掌握数据库事务的实现方法 【实验内容与步骤】 15.1.SQL Server数据库事务基础知识 1．事务的概念( Transaction ) 所谓事务是用户定义的一个数据库操作序列，这些操作要么都做，要么都不做，是一个不可分割的工作单位。 关系数据库中，事务可以是一条SQL语句、一组SQL语句。 在SQL语言中，定义事务的语句有三条： Begin Transaction 开始 Commit 结束 Rollback 回滚 2．事务开始：BEGIN TRANSACTION 标记一个显式本地事务的起始点。BEGIN TRANSACTION将@@TRANCOUNT 加1。 语法结构： BEGIN TRAN [ SACTION ] [ transaction_name | @tran_name_variable [ WITH MARK [ 'description' ] ] ] 参数说明： transaction_name：是给事务分配的名称。transaction_name 必须遵循标识符规则，但是不允许标识符多于32 个字符。仅在嵌套的https://www.doczj.com/doc/4a14611151.html,MIT 或BEGIN...ROLLBACK 语句的最外语句对上使用事务名。 @tran_name_variable：是用户定义的、含有有效事务名称的变量的名称。必须用char、varchar、nchar 或nvarchar 数据类型声明该变量。 WITH MARK ['description']：指定在日志中标记事务。Description 是描述该标记的字符串。 如果使用了WITH MARK，则必须指定事务名。WITH MARK 允许将事务日志还原到命名标记。 4．事务提交：COMMIT TRANSACTION 标志一个成功的隐性事务或用户定义事务的结束。如果@@TRANCOUNT 为1，COMMIT TRANSACTION 使得自从事务开始以来所执行的所有数据修改成为数据库的永

并发控制课后答案-简述并发控制

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(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。 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。 3. 3.什么是封锁? 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. 4.基本的封锁类型有几种?试述它们的含义。 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。 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.如何用封锁机制保证数据的一致性 ? 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。

数据库实验报告：事务与并发控制

1.实验七:事务与并发控制 1.1.实验目的 1.掌握事务机制，学会创建事务。 2.理解事务并发操作所可能导致的数据不一致性问题，用实验展现四种数据不一致性 问题：丢失修改、读脏数据、不可重复读以及幻读现象。 3.理解锁机制，学会采用锁与事务隔离级别解决数据不一致的问题。 4.了解数据库的事务日志。 1.2.实验内容 假设学校允许学生将银行卡和校园卡进行绑定，在student数据库中有如下的基本表，其中校园卡编号cardid即为学生的学号： icbc_card(studcardid,icbcid,balance) //校园卡ID，工行卡ID，银行卡余额campus_card(studcardid,balance) //校园卡ID，校园卡余额 数据创建的代码： use student createtable campus_card ( studcardid Char(8), balance Decimal(10,2)) createtable icbc_card ( studcardid Char(8), icbcid Char(10), balance Decimal(10,2) )

insertinto campus_card values('20150031', 30) insertinto campus_card values('20150032', 50) insertinto campus_card values('20150033', 70) insertinto icbc_card values('20150031','2015003101', 1000) insertinto icbc_card values('20150032','2015003201', 1000) insertinto icbc_card values('20150033','2015003301', 1000) 针对以上数据库按照要求完成下列实验： 1.编写一个事务处理(begin tran)实现如下的操作：某学号为20150032的学生要从银 行卡中转账200元到校园卡中，若中间出现故障则进行rollback。（15分）settransactionisolationlevel repeatableread

基于封锁的事务并发控制概述

基于封锁的事务并发控制概述 发表时间：2010-05-14T10:46:24.013Z 来源：《计算机光盘软件与应用》2010年第4期供稿作者：卢成浪，徐湖鹏 [导读] 叙述了关系型数据库管理系统中的事务管理和基于锁的事务并发控制方法。 卢成浪，徐湖鹏 （温州大学瓯江学院，温州 325035） 摘要：叙述了关系型数据库管理系统中的事务管理和基于锁的事务并发控制方法。详细介绍了事务的串行化调度方法中的锁技术和锁 协议，并深入讨论了锁的管理、死锁处理、幻影问题和其它加锁过程中可能出现的一些问题。 关键词：数据库管理系统；事务；并发控制；封锁 中图分类号：TP311.131 文献标识码：A 文章编号：1007-9599 (2010) 04-0000-03 Lock-Based Transaction Concurrency Control Overview Lu Chenglang,Xu Hupeng （Wenzhou University,Oujiang College,Wenzhou 325035,China） Abstract:An overview on the management of lock- based concurrency control of transactions is presented in this paper.The locking protocols and locking techniques of the locking are discussed in depth. Keywords:Database management systems;Transaction;Concurrency control;Lock 一、引言 事务是用户定义的一组数据库操作序列。事务的执行结果将使数据库从一个一致性状态转变到另一个一致性状态。为了提高吞吐量， 系统中常常是多个事务并发执行。这会产生多个事务同时存取同一数据的情况，从而破坏数据库的一致性。所以数据库管理系统 （Database Management System，DBMS）必须提供并发控制机制，使得并发的事务在冲突的时候被串行化执行。这种调度称为可串行化 调度。其中基于封锁的并发控制机制是一种被广泛应用于商业DBMS中的并发控制机制。 二、事务的特性和并发的数据不一致性 事务具有ACID特性：原子性（Atomicity），一致性（Consistency），隔离性（Isolation）和持续性（Durability）。原子性指：事 务包含的所有操作要么全部被执行，要么都不被执行；一致性指：事务的执行结果必须使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状 态；隔离性指：在事务被提交以前，其操作结果对于其他事务不可见；持续性指：一旦事务成功提交，其对数据库中数据的改变是永久 的。事务是并发控制的基本单位，保证事务的ACID特性是事务处理的重要任务。然而，事务的并发执行可能会破坏事务的ACID特性，而导 致数据的不一致性： （一）Write－Write冲突，丢失更新。它是由于事务之间的写冲突造成的。两个事务T1和T2同时读入同一数据并修改，T2的提交破坏 了T1的提交结果，导致T1的修改丢失。 （二）Read－Write冲突，也称不一致读。不一致读是指事务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。它 包括三种情况：1.T1读取某一数据后， T2对其做了修改，当T1再次读取该数据时，得到与前一次不同的值；2.T1按一定的条件从数据库 中读取了某些记录后，T2删除其中部分记录，当T1再次按相同条件读取数据时，发现某些记录神秘的消失了；3.T1按一定的条件从数据库 中读取了某些记录后，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。后两种情况也称幻影现象。 （三）Write－Read冲突，也称读脏数据。读脏数据指事务T1修改某数据，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中的数据不一致，则称T2读到的数据就为脏数据。 三、基于封锁的事务并发控制机制 （一）锁的类型 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释放它之前，其他事务不能更新该数据对象。下面介绍DBMS涉及的锁： 1.互斥锁（Exclusive Lock）：用于写操作，又称写锁或者排他锁，记做X锁。若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读写A，其他 事务都不能对A加任何锁，直到T释放A上的锁。 2.共享锁（Shared Lock）：用于读操作，又称读锁，记做S锁。若事务T对数据对象A加上S锁，则T可读A但不能写A，其他事务只能对 A加S锁，而不能加X锁，直到T释放锁。 3.更新锁（Update Lock）：用于更新操作。等价于先加共享锁，在真正执行更新操作时，将共享锁升级为互斥锁。大部分DMBS 都 不使用这种锁。 4.增量锁（Increment Lock）：用于增量操作，如果一个对象被上了增量锁，除增量操作以外任何读写操作都是被禁止的。即增量锁 之间不排斥。因同时对某一对象的数值进行加一或者减一操作时，其结果与操作先后顺序是无关的，可以交换。这种锁使用并不广泛。 5.意向锁（Intention Lock）：它是因为引入多粒度对象而产生的，又可 细分为：意向共享锁，意向排他锁和共享意向排他锁。 在DBMS 中被广泛使用的是共享锁，互斥锁和意向锁。为了保证写操作的互 斥性，不同事务对同一数据对象加锁时需要进行冲突检测。检测可以借助锁的相 容矩阵来判断，如图1（a）所示。从中可以发现5种锁的强度偏序关系，如图1 （b）所示。 （二）加锁管理和锁转换 DBMS中处理事务加锁事宜的部分被称为锁管理器。锁管理器维护着一个锁 表，这是一个以数据对象标志为码的哈希表。DBMS也在事务表中维护着每个事务的描述信息项，该记录中包含一个指向事务拥有的锁列表 的指针。在请求锁之前要检查这个列表，以确定不会对同一个锁请求两次。 加锁表中的每一项针对某个数据对象（可以是一页，一条记录等等），它包括下面的信息：拥有数据对象锁的事务数目，锁的属性 （共享锁、互斥锁等）和一个指向加锁请求队列的指针。

SPC控制图的分类

控制图选用原则 在质量管理工作中，通常用到各种控制图，用于分析或控制制程，本文在此对如何选用控制图简单归纳如下表，请大家参与讨论 计量型数据控制图 x--R 平均值—极差图 1、通常子组样本容量小于9，一般为4或5 2、此控制图，因使用方便，效果也好，故使用最普遍 X --S 平均值—标准差图 1、因标准差比极差描述产品或过程变异更优，故在有计算机时用此种图形更好 2、当子组样本容量大于9时，人工计算极差较困难时，常用计算机计算 3、通常用于分析制程用 X~-R 中位数图 1、通常用于现场操作者进行控制制程用 2、使用此图时，子组数通常为奇数，分析所得结果偏差比上两者都大 X-MR 单值移动极差图 1、通常在测量费用高时使用 2、测量数据输出比较一致时常用（如溶液的浓度） 3、检查过程的变化不如其它计量型控制图敏感 计数型数据控制图 p 不合格品率图 适用于测量在一批检验项目中不合格品项目的百分数，是一个比率，故各子组样本容量不一定要一样 np 不合格品数图 用来度量一个检验中的不合格品的数量，是一个数值，故各样本容量应固定 c 不合格数图 用来测量一个检验批内不合格的数量，它要求样本容量恒定或受检数量恒定 u 单位产品不合格数图 用来测量具有容量不同的样本的子组内，每检验单位之内的不合格数量

按控制图测量性质不同，控制图可分为计量型控制图和计数型控制图两大类。 前者反映产品或过程特性的计量数据,后者反映计数数据。 计量型控制图又可分为: 1)均值-极差(X-R)图:适用于长度,重量,时间,强度,成分以及某些电参数的控制 2)均值-标准差(X-S)图:适用于样本较大的过程控制 3)单值-移动差(X-Rs)图:只能获得一个测量值或测量成本较高的情形. 4)中位数-极差(X-R)图 计数型控制图: 1)缺陷数(C)控制图:计数检验的个数相对于被检验对象的总体很少时适用. 2)百分率(P)图:适用于计数的值所占的比例较大时. 2、按控制图用途不同，控制图可分为分析用控制图与控制用控制图。 常规控制图的作用 制造业的传统方法有赖于制造产品的生产,有赖于检验最终产品并筛选出不符合规范的产品的质量控制。这种检验策略通常是浪费和不经济的,因为它是当不合格品产生以后的事后检验。而建立一种避免浪费、首先就不生产无用产品 的预防策略则更为有效。这可以通过收集过程信息并加以分析,从而对过程本身采取行动来实现。 控制图是一种将显著性统计原理应用于控制生产过程的图形方法，由休哈 特(Walter Shewhart)博士于1924年首先提出。控制图理论认为存在两种变异。第一种变异为随机变异,由“偶然原因＂(又称为"一般原因")造成。这种变异是由种种始终存在的、且不易识别的原因所造成,其中每一种原因的影响只构成总变异的一个很小的分量,而且无一构成显著的分量。然而，所有这些不可识别的偶然原因的影响总和是可度量的,并假定为过程所固有。消除或纠正这些偶然原因,需要管理决策来配置资源、以改进过程和系统。

浅谈分布式并发控制

浅谈分布式并发控制 摘要：本文首先介绍了分布式系统的基本概念和并发控制的原理及目的方法。着重描述了几种基本的分布式并发控制的技术，例如基于锁的并发控制技术、基于时间戳的并发控制技术和基于事务的并发控制技术，等等。 关键字：分布式并发控制，基于锁的并发控制，基于时间戳的并发控制，基于事务的并发控制技术 0.引言 计算机现在一般不再单独使用，办公室工作站常与远程打印机、文件服务器、数据库相联。家庭计算机也可通过调制解调器访问电子信息，如电子邮件、公告板、web节点等。大的公司和企业有成百上千乃至上万台计算机通过网络连接起来，协同控制诸如汽车生产、石油提炼、钢铁冶炼、食品生产、电站运行以及商品的设计、开发、销售等。分布式计算已经成为必不可少的技术。 1.分布式系统 分布式计算机系统是一种计算机硬件的配置方式和相应的功能配置方式。它是一种多处理器的计算机系统，各处理器通过互连网络构成统一的系统。系统采用分布式计算结构，即把原来系统内中央处理器处理的任务分散给相应的处理器，实现不同功能的各个处理器相互协调，共享系统的外设与软件。这样就加快了系统的处理速度，简化了主机的逻辑结构，特别适合于工业生产线自动控制和企事业单位的管理，成本低，易于维护，成为计算机在应用领域发展的一个重要方向。 分布式处理系统是一个紧密耦合的系统。并且，分布式处理系统一般有比较复杂的互连网络。它和网络的区别是：计算机网络虽然与分布式计算机系统有相同之处，但二者并不等同。分布式系统的最大特点是整个系统中的各计算机和系统资源对用户都是透明的，也就是说，用户通过键入命令就可以运行程序，由操作系统为用户选择一台最合适的计算机来运行他的程序，并把运行结果传到合适的地方，而这些都不需要用户的干预。网络则一般不对用户透明，对数据的处理需要有用户的参予。一般，分布式系统是计算机网络的一个特例。 分布式系统常常意味着各组成部分之间相当严格的同步以达到协同操作、远程过程调用（rpc：remoteproce durecall）或消息传送，而网络系统则意味基于消息的通信、可能很长的延迟（在收发消息之间）、松散的同步性以及没有全局的目标。事实上，在网络和分布式系统之间并没有很清晰的界限。但人们一般认为分布式处理的主要特征为：各部件是合作、

通用串行总线接口——USB

通用串行总线接口——USB 我相信大家都对USB有一定的了解吧。但是也不能排除有不懂的，不过没关系，下面我就把这一计算机外设接口技术——USB来个全面介绍。我以几个章节来介绍USB的概念、基本特性以及它的应用，让大家对USB有个全面的认识。 概念篇 由于多媒体技术的发展对外设与主机之间的数据传输率有了更高的需求，因此，USB 总线技术应运而生。USB（Universal Serial Bus)，翻译为中文就是通用串行总线，是由Conpaq，DEC，IBM，Inter，Microsoft，NEC和Northen Telecom等公司为简化PC与外设之间的互连而共同研究开发的一种免费的标准化连接器，它支持各种PC与外设之间的连接，还可实现数字多媒体集成。 USB接口的主要特点是：即插即用，可热插拔。USB连接器将各种各样的外设I/O端口合而为一，使之可热插拔，具有自动配置能力，用户只要简单地将外设插入到PC以外的总线中，PC就能自动识别和配置USB设备。而且带宽更大，增加外设时无需在PC内添加接口卡，多个USB集线器可相互传送数据，使PC可以用全新的方式控制外设。USB可以自动检测和安装外设，实现真正的即插即用。而USB的另一个显著特点是支持“热”插拔，即不需要关机断电，也可以在正运行的电脑上插入或拔除一个USB设备。随着时间的推移，USB将成为PC的标准配置。基于USB的外设将逐渐增多，现在满足USB要求的外设有：调制解调器，键盘，鼠标，光驱，游戏手柄，软驱，扫描仪等，而非独立性I/O连接的外设将逐渐减少。即主机控制式外设减少，智能控制控制外设增多。USB 总线标准由1.1版升级到2.0版后，传输率由12Mbps增加到了240Mbps，更换介质后连接距离由原来的5米增加到近百米。基于这点，USB也可以做生产ISDN以及基于视频的产品。如数据手套的数字化仪提供数据接口。USB总线结构简单，信号定义仅由2条电源线，2条信号线组成。 基本特性 https://www.doczj.com/doc/4a14611151.html,B的硬件结构 USB采用四线电缆，其中两根是用来传送数据的串行通道，另两根为下游（Downstream)设备提供电源，对于高速且需要高带宽的外设，USB以全速12Mbps的传输数据；对于低速外设，USB则以1.5Mbps的传输速率来传输数据。USB总线会根据外设情况在两种传输模式中自动地动态转换。USB是基于令牌的总线。类似于令牌环网络或FDDI基于令牌的总线。USB主控制器广播令牌，总线上设备检测令牌中的地址是否与自身相符，通过接收或发送数据给主机来响应。USB通过支持悬挂/恢复操作来管理USB总线电源。USB系统采用级联星型拓扑，该拓扑由三个基本部分组成：主机（Host)，集线器（Hub)和功能设备。 主机，也称为根，根结或根Hub，它做在主板上或作为适配卡安装在计算机上，主机包含有主控制器和根集线器（Root Hub)，控制着USB总线上的数据和控制信息的流动，每个USB系统只能有一个根集线器，它连接在主控制器上。 集线器是USB结构中的特定成分，它提供叫做端口（Port)的点将设备连接到USB总线上，同时检测连接在总线上的设备，并为这些设备提供电源管理，负责总线的故障检测和恢复。集线可为总线提供能源，亦可为自身提供能源（从外部得到电源），自身提供能源的设备可插入总线提供能源的集线器中，但总线提供能源的设备不能插入自身提供能源的集线器或支持超过四个的下游端口中，如总线提供能源设备的需要超过100mA电源时，不能同总线提供电源的集线器连接。 功能设备通过端口与总线连接。USB同时可做Hub使用。

事务调度与并发控制

四级数据库第八章-事务调度与并发控制8.1 并发控制概述 在第七章中己经讲到，事务是并发控制的基本单位，保证事务ACID特性是事务处理的重要任务，而事务ACID特性可能遭到破坏的原因之一是多个事务对数据库的并发操作造成的。为了保证事务的隔离性更一般，为了保证数据库的一致性，DBMS需要对并发操作进行正确调度。这些就是数据库管理系统中并发控制机制的责任。 下面先来看一个例子，说明并发操作带来的数据的不一致性问题。 考虑飞机订票系统中的一个活动序列： ①甲售票点（甲事务）读出某航班的机票余额A，设A=16； ②乙售票点（乙事务）读出同一航班的机票余额A，也为16； ③甲售票点卖出一张机票，修改余额A A－l，所以A为15，把A写回数据库； ④乙售票点也卖出一张机票，修改余额A A－l，所以A为15，把A写回数据库。结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少1。 这种情况称为数据库的不一致性。这种不一致性是由并发操作引起的。在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机的。若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。这是由于第④步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务的修改。 仔细分析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，如图8.1所示。 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T1提交的结果，导致T1的修改被丢失，如图8.1（a）所示。上面飞机订票例子就属此类。

图8.1 2．不可重复读（Non-Repeatable Read） 不可重复读是指事务T1读取数据后，重复T2执行更新操作，使T1无法再现前一次读 取结果。具体地讲，不可重复读包括三种情况： （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。例如在图8.1（b）中，T1读取B=100进行运算，T2读取同一数据B对其进行修改后将B=200写回数据库。T1为了对读取值校对重读B，B己为200，与第1次读取值不一致。 （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（Phantom Row）现象。

控制图控制图

控制图 1、概念 控制图又叫做管制图，是用于分析和判断工序是否处于稳定状态所使用的带有控制界限的一种工序管理图。 控制图是一种对过程质量加以测定、记录从而进行控制管理的一种用科学方法设计的图，图上有中心线（CL ）、上控制线（UCL ）、下控制线（LCL ），并有按时间顺序抽取的样本计量值的描点序列。 控制图主要用于：过程分析及过程控制。 图1表示了控制图的基本形状： 2 、原理 控制图的作图原理被称为“3σ原理”，或“千分之三法则”。 根据统计学可以知晓，如果过程受控，数据的分布将呈钟形正态分布，位于“μ±3σ”区域间的数据占据了总数据的99.73%，位于此区域之外的数据占据总数据的0.27%（约千分之三，上、下界限外各占0.135%），因此，在正常生产过程中，出现不良品的概率只有千分之三，所以我们一般将它忽略不计（认为不可能发生），如果一旦发生，就意味着出现了异常波动。 μ：中心线，记为CL ，用实线表示； μ+3σ：上界线，记为UCL ，用虚线表示； μ－3σ：下界线，记为LCL ，用虚线表示。 3、控制图的种类 ①、计量值控制图：控制图所依据的数据均属于由量具实际测量而得。 A R Chart ）； B S Chart ）； C Chart ）； D 、单值控制图（X Chart ）； ②、计数值控制图：控制图所依据的数据均属于以计数值（如：不良品率、不良数、缺点数、件数等）。 A 、不良率控制图（P Chart ）； 质 量 特 性 数 据

B、不良数控制图（Pn Chart）； C、缺点数控制图（C Chart）； D、单位缺点数控制图（U Chart）。 4、控制图的用途 根据控制图在实际生产过程中的运用，可以将其分为分析用控制图、控制用控制图： ①、分析用控制图（先有数据，后有控制界限）：用于制程品质分析用，如：决定方针、制程解析、制程能力研究、制程管制之准备。 分析用控制图的主要目的是：（1）分析生产过程是否处于稳态。若过程不处于稳态，则须调整过程，使之达到稳态（称为统计稳态）；（2）分析生产过程的工序能力是否满足技术要求。若不满足，则须调整工序能力，使之满足（称为技术稳态）。根据过程的统计稳态和技术稳态是否达到可以分为如下所示的四种情况： 表1 统计稳态与技术稳态矩阵 当过程达到我们所确定的状态后，才能将分析用控制图的控制线延长用作控制用控制图。由于控制用控制图是生产过程中的一种方法，故在将分析用控制图转为控制用控制图时应有正式的交接手续。在此之前，会应用到判稳准则，出现异常时还会应用到判异准则。 ②、控制用控制图（先有控制界限，后有数据）：用于控制制程的品质，如有点子跑出界时，应立即采取相应的纠正措施。 控制用控制图的目的是使生产过程保持在确定的稳定状态。在应用控制用控制图过程中，如发生异常，则应执行“20字方针”，使过程恢复原来的状态（参见第6条）。 5、控制图原理的2种解释 ①、控制图原理的第1种解释：点出界出判异（小概率事件原理） 小概率事件原理：在一次实验中，小概率事件几乎不可能发生，若发生即判断异常。 在生产过程处理统计控制状态（稳态）时，点子出界的可能性只有千分之三，根据小概率事件原理，要发生点子出界的事件几乎是不可能的，因此，只要发现点子出界，就判定生产过程中出现了异波，发生了异常。 例：螺丝加工过程中，为了解螺丝的质量状况，从中抽取100个螺丝进行检查，量取螺丝的直径值（见表2），并将其用控制图作出（见图2）。

USB设备的识别以及驱动安装问题

USB设备的识别以及驱动安装问题 问题描述 USB设备的硬件ID简介以故障判断和驱动安装方法 解决方案 通用串行总线（Universal Serial Bus，USB）是我们目前经常使用的计算机接口，可以连接的设备也是多种多样的，在日常咨询中难免遇到产品相关或其他第三方USB设备安装驱动的问题，对于此类问题，我们应该如何处理呢？ 硬件ID是电脑中每个硬件的一个编号，固化在硬件的芯片里，所有设备都有此类编号。所有测试软件都有可能会出错，只有硬件ID是最可靠的，只要确认好INF文件中包含需要的硬件ID，就可以保证驱动是可以用的。 对于USB相关ID的简介 常见的USB硬件ID格式：USB\Vid_xxxx&Pid_yyyy&Rev_zzzz其中Vid表示硬件厂商信息，Pid表示产品编号，对于一般驱动安装我们需要核实Vid，Pid信息，其中Vid的厂商对照表已经更新到《驱动下载&软件安装汇总》（知识库编号：30118）中以便于查询。 比如ThinkPad鼠标设备ID如上图通过VID_04B3，在《驱动下载&软件安装汇总》中查询，结果IBM Corp.表示是IBM授权的设备。 另外，其中的HID表示的是人体学接口设备(Human Interface Device, HID)，目前USB设备常见的的有人体学接口设备（Human Interface Device，HID）、通信设备类（Communication Device Class，CDC）和大容量存储设备（Mass Storage Device，MSD）等几类设备，也可以从兼容ID中的Class字段来判断是什么类型的设备，如下图： 比如上图中的Class_03表示的就是HID设备，一般情况下典型代码为1，2，3，6，7，8，

SPC控制图数据收集方法

SPC控制图数据收集方法 摘要：SPC应用在于收集原始的数据，经过一系列复杂的计算，以最简单、直观、明了的方式表现，便于深入分析质量状况及预测问题。 在现代质量管理中，随着客户和最终客户对质量的意识越强，对制造业的质量要求也越来越严，对控制图的应用也有不断的深化。控制图上有中心线（CL），控制上限（UCL）和控制下限（LCL）,如下图: SPC控制图的数据收集 SPC应用在于收集原始的数据，经过一系列复杂的计算，以最简单、直观、明了的方式表现，便于深入分析质量状况及预测问题。所以SPC在数据收集过程中必须强调二项原则：真实、及时。附：SPC软件免费下载 数据的真实性：只有真实的数据才能反映真正的质量状况，不真实的数据分析出的结果肯定也不正确，易导致决策者失误。数据的不真实性通常表现在以下几个方面： ?品检人员不认真，根本没有通过实际的检验，只根据经验直接填写数据； ?品检人员感觉检验数量太多，不愿检验到规定的数量，而只做一部分，剩下一部分就全都是主观估计值； ?测量设备有问题，精度不够，需要靠检验人估计； ?检验出来的数据不符合规格，人为地改写数据； ?检验人员字迹不清，在输入电脑过程中输错； ?抽样计划制定不合理，检验数据太少，造成分析无价值； 数据的及时性：因为SPC的主要功能之一就是预测质量，因此，只有及时收集数据，才能及时分析，才可能预测质量，不良品都已经产生，所有的预测都无意义。 数据收集分：计量值的数据收集和计数值数据收集。 1、计量值的数据收集：

按一定时间间隔抽取一定的样本，然后进行测量，再将测量到的数据记录下来。计量型数据具有连续性，故它的抽样计划与计数值有很大的差异。它通常根据产品要求，对产品的重要特性定时抽取固定样本个数。 应根据产品的特性和当前质量状况来确定抽样频率，产品特性越易检验或越重要，抽样频率通常越高，如果当前质量越差相对频率应加大一些。如果遇到生产时间较短，为了做直方图，也可适当加大抽样频率，常用的抽样频率为：每半小时、每小时、每2小时或4小时抽一次，每天抽一次为少见（一般出现在难检和质量较为稳定的特性）。 抽样频率在初始阶段相对高一点，在过程中如发现质量受控较稳定时，可视情况酌情减少抽样频率，甚至放弃该点的计量监控。例如在第一个月，每小时抽5个；经过1个月的监控，质量已稳定，已经有2周时间是CPK值达到了2.0以上，可采用4个小时抽5个（注：一般不宜采用减少每次抽样数）；又经过一个月，发现CPK还是在2.0以上，且没有大幅的周期变化的特性，则可放弃该点做计量控制。 2、计数值数据收集： 根据计数值的理论，计数值具有不连续性，是以某一批产品为母体来抽取样本数的，但这会使生产人员无法确定下一批检验时间。因此，难以做到质量的预测。因此，建议计数值也尽量做到连续抽样，这样可以预知下批的检验时间，也可以根据图形预测下一步的质量状态。 计数值数据在抽取样本时，样本数可以一致，也可以不一致，如Pn图样本大小一定要相同，P图样本大小可相同，也可不相同，但初学者最好选取相同的样本，U图每个样本大小要相同，C图每个样本大小不相同。因此，特别强调计数值的样本组数最好在20组以上。

数据库并发控制

数据库是一个共享资源，可以提供多个用户使用。这些用户程序可以一个一个地串行执行，每个时刻只有一个用户程序运行，执行对数据库的存取，其他用户程序必须等到这个用户程序结束以后方能对数据库存取。但是如果一个用户程序涉及大量数据的输入/输出交换，则数据库系统的大部分时间处于闲置状态。因此，为了充分利用数据库资源，发挥数据库共享资源的特点，应该允许多个用户并行地存取数据库。但这样就会产生多个用户程序并发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。并发控制机制的好坏是衡量一个数据库管理系统性能的重要标志之一。 DM用封锁机制来解决并发问题。它可以保证任何时候都可以有多个正在运行的用户程序，但是所有用户程序都在彼此完全隔离的环境中运行。 一、并发控制的预备知识 (一) 并发控制概述 并发控制是以事务（transaction）为单位进行的。 1. 并发控制的单位――事务 事务是数据库的逻辑工作单位，它是用户定义的一组操作序列。一个事务可以是一组SQL 语句、一条SQL语句或整个程序。 事务的开始和结束都可以由用户显示的控制，如果用户没有显式地定义事务，则由数据库系统按缺省规定自动划分事务。 事务应该具有4种属性：原子性、一致性、隔离性和持久性。 （1）原子性 事务的原子性保证事务包含的一组更新操作是原子不可分的，也就是说这些操作是一个整体，对数据库而言全做或者全不做，不能部分的完成。这一性质即使在系统崩溃之后仍能得到保证，在系统崩溃之后将进行数据库恢复，用来恢复和撤销系统崩溃处于活动状态的事务对数据库的影响，从而保证事务的原子性。系统对磁盘上的任何实际数据的修改之前都会将修改操作信息本身的信息记录到磁盘上。当发生崩溃时，系统能根据这些操作记录当时该事

数据库并发控制练习和答案

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 零级封锁协议 C. 三级封锁协议D. Q（）。6．如果事务T获得了数据项Q上的排他锁，则T对 B. 只能写不能读 A. 只能读不能写 C. 既可读又可写D. 不能读也不能写进行操作，可能有如下几种情况，7．设事务T1和T2，对数据库中地数据A）请问哪一种不会发生冲突操作（。 A. T1正在写A，T2要读A ，正在写AT2也要写A B. T1要写A ，C. T1正在读AT2，D. T1正在读AT2也要读A ）。同时对数据库中同一数据进行操作，8．如果有两个事务，不会引起冲突的操作是（，一个是A. 一个是DELETESELECT B. DELETE 一个是SELECT，一个是两个都是UPDATE C. D. 两个都是SELECT 在数据库系统中，死锁属于（9．）。事务故障B. A. 系统故障 D. C. 介质故障程序故障 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。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的情况 数据。”脏“并发操作带来的数据不一致性包括三类：丢失修改、不可重复读和读答：（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。

机房电脑设置控制策略(6)只允许特定USB存储设备使用

机房电脑设置控制策略（7）允许特定USB存储使用 在上一期中我们介绍了如何对机房内电脑设置USB存储设备限制，但是在很多情况下我们还是需要往机房电脑上拷贝一些软件或者资料，这个时候需要机房电脑对某个U盘或者某些U盘允许放行，那么如何设置呢？下面我们来详细的学习一下。 1、在电脑桌面使用快捷键win键+r，在弹出的窗口中输入gpedit.msc，点击确定。 2、在本地组策略编辑器中依次点击展开计算机配置—管理模板—系统—设备安装—设备安装限制。

3、在右侧窗口中双击打开允许安装与下列设备ID相匹配的设备。 4、在弹出的对话框中勾选已启用，然后在下方找到并点击显示。

5、返回电脑桌面，找到计算机，在其上方点击右键，在弹出的菜单中点击设备管理器。 6、找到并点击展开通用串行总线控制器，然后找到并双击其下的USB大容量存储设备。

7、在弹出的对话框中找到并点击详细信息，在属性中勾选硬件Id，然后在下方复制值。 8、把复制的值粘贴到步骤4中打开的窗口的值中去，然后依次点击确定返回本地策略组管理器。

9、然后再次在设备安装限制的右侧窗口中找到并双击禁止安装未由其他策略设置描述的设备。 10、在弹出的对话框中勾选已启用，然后点击确定即可。

11、除了上述的这个方式，其实我们在学校机房中还可以采用网管软件来进行设置，这里我们以大势至电脑文件防泄密系统为例来介绍。百度大势至电脑文件防泄密系统，找到其官网网站下载，下载完成后解压，在解压的文件中找到并双击大势至电脑文件防泄密系统V14.2.exe进行安装，安装根据提示进行，直至安装完成。 12、在电脑桌面使用快捷键alt+F2，在弹出的登录框中输入初始账号admin和密码123，点

并发控制

Character 16 Concurrency Control 本章术语： Concurrengcy control 并发控制 Lock types锁类型 Shared-mode(s)lock 共享型锁(S) Exclusive-mode(x)lock 排他型锁(X) Lock 锁 Compatibility 相容性 Request 申请 Wait 等待 Grant 授予 Deadlock 死锁 Starvation 饿死 Locking protocol 封锁协议 Legal schedule 合法调度 Two-phase locking protocol 两阶段封锁协议 Growing phase 增长阶段 Shrinking phase 缩减阶段 Lock point 封锁点 Srict two-phase locking严格两阶段封锁 Rigorous two-phase locking 强两阶段封锁 Lock concersion 锁转换 Upgrade 升级 Downgrade 降级 Graph-based protocols 基于图的协议 Tree protocol 树形协议 Commit dependency 提交依赖 Timestamp-based protocols 基于时间戳的协议Timestamp 时间戳 System clok 系统时钟 Logical counter 逻辑计数器 W-timestamp(Q) R-timestamp(Q) Timestamp-ordering protocol 时间戳排序协议 Thomas'write rule Thomas 写规则 Validation-based protocols 基于有效性检查的协议