调度关系 三章处理机调度死锁？
三章处理机调度死锁？
决策方法分为两个步骤：-？步骤1：生成调度优先级图-？第二步：使用适当的算法（如基于深度优先或广度优先的环检测算法，这是图论的内容）来检查优先级图中是否存在有向环。如果是这样，则计划不可冲突序列化，否则它可冲突序列化。设s是一个调度，由s构造的有向图称为优先级图。图由两部分组成g=（V，e），其中V是顶点集，e是边集。顶点集由参与调度的所有事务组成。边集由满足以下三个条件之一的边Ti→TJ组成：-？Ti的写入（q）在TJ的读取（q）之前执行？Ti的读（q）在TJ的写（q）之前执行？Ti的写入（q）在TJ的写入（q）之前执行。如果有向图中有一个边Ti→TJ，那么在任何与s等价的串行调度s”中，Ti必须出现在TJ之前，如下所示：
非串行化调度和可串行化调度的区别是什么？
通常意味着无论数据库的初始状态是什么，调度对数据库状态的影响都与串行调度相同。我们说调度是可串行化的，这称为可串行化调度。
数据库表死锁是如何造成的?如何避免(解决)死锁？
在数据库用户看来，事务是并发的，可以同时发生。从内部数据库可以看出，为了实现隔离，事务在概念上是按顺序排列的。此顺序仅适用于事务冲突的情况（冲突包括1。读写2。写和写）；如果没有冲突，顺序无关紧要。当死锁发生时，是时候违反顺序规则了。锁定的目的是确保数据库不会有不可序列化的异常。R从a传输到B，即写入a和B。R两个事务T1、T2、T1写入a、写入B、T2写入B、写入a、T1、T2是并发的。如果调度顺序如下：T1 write a，T2 write B，T1 write B，T2 write a，T1认为T1应该在T2之前，而T2认为T2应该在T1之前，则会发生死锁。如果锁冲突继续，则无法序列化。R如果调度序列产生一个可串行化的调度（有一个等价的串行调度，语义上等价于T1在T2之前，或者T2在T1之前），那么死锁就不会发生。如果发生死锁，MySQL死锁检测将检测到它并回滚事务。避免死锁（理论上称为死锁预防）。死锁避免是利用银行家算法等算法动态检测锁请求是否会产生死锁危险，这在数据库用户层是很难实现的。它只需要打破死锁发生的条件（死锁的四个条件）。数据库用户级可以做的是破坏循环条件，而锁入序列不会生成循环。举个例子。不管是从a到B还是从B到a，我们先写a，然后再写B以避免死锁。两阶段锁定协议的概念意味着所有事务必须分两个阶段锁定和解锁数据项：1。在读取和写入任何数据之前，必须申请并获得数据块。
2. 在每个事务中，所有阻塞请求都先于所有解锁请求。例如，事务T1遵循两阶段锁定协议，其阻塞顺序为：locka，READA，a:=a100，writea，lockb，unlocka，readb，unlockb，commit[1]。可以证明，如果所有并发事务都遵循两阶段锁定协议，则这些事务的任何并发调度策略都是可串行化的。另外，要注意两级锁协议与一次性阻塞方法的异同，防止死锁。一次性阻塞方法要求每个事务必须一次锁定所有要使用的数据，否则无法继续执行，因此一次性阻塞方法遵循两级锁定协议；但两级锁定协议不要求事务必须一次锁定所有要使用的数据，因此遵循两阶段锁定协议的事务可能会出现死锁。
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