如何證明遵循兩段鎖協議的事務調度處理的結果是可串行化的
怎么證明遵循兩段鎖協議的事務調度處理的結果是可串行化的？
如題
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9.4. 可串行化隔離級別
可串行化（Serializable） 提供最高級別的事務隔離。 這個級別模擬串行的事務執行， 就好象事務將被一個接着一個那樣串行的，而不是並行的執行。 不過，使用這個級別的應用必須准備在串行化失敗的時候重新發動事務．
當一個事務處於可串行化級別， 一個 SELECT 查詢只能看到在事務開始之前提交的數據而永遠看不到未提交的 數據或事務執行中其他並行事務提交的修改。 （不過，SELECT 的確看得到同一次事務中 前面的更新的效果．即使事務還沒有提交也一樣．） 這個行為和讀已提交級別是不太一樣的，讀已提交看到的是 該事務開始時的快照，而不是該事務內部當前查詢開始時的快照．
如果一個正在執行一個 UPDATE 語句（或者 DELETE 或者 SELECT FOR UPDATE 的查詢返回的目標行正在被另一個並行的未提交的事務更 新，那么第二個試圖更新此行的事務將等待另一個事務的提交或者回卷。 如果發生了回卷，等待中的事務可以繼續修改此行。如果發生一個並行的 事務的提交，一個可串行化的事務將回卷，並返回下面信息。
ERROR: Can't serialize access due to concurrent update
因為一個可串行化的事務在 可串行化事務開始之后不能更改被其他事務更改過的行。
當應用收到這樣的錯誤信息時，它應該退出當前的事務然后從頭開始重新 進行整個事務．第二次運行時，該事務看到的前一次提交的修改是該數據庫 初始的樣子中的一部分，所以把新版本的行作為新事務更新的起點不會有 邏輯沖突． 請注意只有更新事務才需要重試 --- 只讀事務從來沒有串行化沖突．
可串行化事務級別提供了嚴格的保證：每個事務都看到一個完全完整的數據庫 的視圖．不過，如果並行更新令數據庫不能維持串行執行的樣子，那么應用 必須准備重試事務，而且重做復雜的事務的開銷可能是非常可觀的．所以我們 只建議在更新查詢中包含足夠復雜的邏輯，在讀已提交級別中可能導致錯誤 的結果的情況下才使用．
試證明，若並發事務遵守兩段鎖協議，則對這些事務的並發調度是可串行化的。
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證明：首先以兩個並發事務 Tl 和T2為例，存在多個並發事務的情形可以類推。根據可串行化定義可知，事務不可串行化只可能發生在下列兩種情況：
( l ）事務 Tl 寫某個數據對象 A ，T2讀或寫 A ;
( 2 ）事務 Tl 讀或寫某個數據對象 A ，T2寫 A 。
下面稱 A 為潛在沖突對象。
設 Tl 和T2訪問的潛在沖突的公共對象為{A1，A2 … ， An ｝。不失一般性，假設這組潛在沖突對象中 X ＝(A 1 , A2 ， … ， Ai ｝均符合情況 1 。 Y ＝{A i + 1 ， … ， An ｝符合所情況（ 2 ）。
VX ∈ x , Tl 需要 XlockX ①
T2 需要 Slockx 或 Xlockx ②
1 ）如果操作 ① 先執行，則 Tl 獲得鎖，T2等待
由於遵守兩段鎖協議， Tl 在成功獲得 x 和 Y 中全部對象及非潛在沖突對象的鎖后，才會釋放鎖。
這時如果存在 w ∈ x 或 Y ，T2已獲得 w 的鎖，則出現死鎖；否則， Tl 在對 x 、 Y 中對象全部處理完畢后，T2才能執行。這相當於按 Tl 、T2的順序串行執行，根據可串行化定義， Tl 和幾的調度是可串行化的。
2 ）操作 ② 先執行的情況與（ l ）對稱因此，若並發事務遵守兩段鎖協議，在不發生死鎖的情況下，對這些事務的並發調度一定是可串行化的
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尊循兩段鎖協議的事務調度處理的結果是可串行化的充分條件
但是可串行化並不一定遵循兩段鎖協議
2段鎖協議舉個例子是這樣的、
事務 R1 R2 R3
R(R1),R(R2),R(R3),W(R3),W(R2),W(R1)
R是讀 W是寫 即是操作的意思
概念就是操作完后不可出現再加鎖
既然不會在出現加鎖，那就不會混亂~