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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。
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2.1
考虑下面两个事务:
T1：read(A)
read(B)
if A=O then B:=B+1
write(B)
T2：read(B)
read(A)
if B=O then A:=A+1
write(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+1
write(B)
unlock(A)
unlock(B)
T2：lock-S(B)
read(B)
lock-X(A)
read(A)
if B=O then A:=A+1
write(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+1
write(B)
T2：read(B)
read(A)
if B=O then A:=A+1
write(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+1
if B=O then A:=A+1
Write(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)。
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什么是可恢复调度?
假设在一个调度中，Tj读取了Ti写入的数据，Ti在提交前发生故障，我们必须中止Tj以保证事务地原子性。若Tj在Ti出现故障后是可中止的，那么我们就称该调度是可恢复调度。可恢复调度应满足:对于每个事务Ti和Tj，如果Tj读取了由Ti所写的数据项，则Ti先于Tj提交。