locking - 2 相位锁定是否需要保持命令的顺序？

Question

例如，如果我们有时间表 S1 :

 r1[C] r2[A] r1[C] w3[B] w2[B] w1[C] commit1 r2[A] commit2 w3[B] commit3

我们知道这个调度不是冲突可序列化的，所以它不能来自两阶段锁定，但它是 View 可序列化的。但是，如果我们想将 Strict 2PL 应用于上述时间表，答案将是:

x1[C] r1[C] s2[A] r2[A] r1[C] x3[B] w3[B] T2-waits-for-Xlock-on-B w1[C] commit1 u1[C] w3[B] commit3 u3[B] x2[B] w2[B] r2[A] commit2 u2[A] u2[B]

其中 u1[C] 表示 T1 释放对象 C 上的锁。在这种情况下，B 上的最后一次写入将由 T2 完成，这与原始调度 S1 不同。
或者 Strict 2PL 的正确应用如下:

x1[C] r1[C] s2[A] r2[A] r1[C] x3[B] w3[B] T2-waits-for-Xlock-on-B w1[C] commit1 u1[C] T3-waits-for-T2-to-take-lock-on-B-in-order-to-execute-w2[B]-first

在这种情况下，每个事务的读写顺序都会保留，但会发生死锁。
总结我的问题:在附表 S1 中应用 2 Phase Locking (Strict) 的正确方法是什么？
每次我们应用两阶段锁定时，是否必须保持命令的顺序与原始计划相同？

Answer 1

第一条经验法则是，如果调度中有两个不冲突的操作，它们可以互换。 S1 是 View 可序列化的，两者都是 w3[B]的和 w2[B]是盲写，它们也可以交换。为了应用严格的 2PL，我们需要保证 B 上的最后一次写入是由 T3 进行的，即结果调度中的最后一个操作应该是 w3[B] .因此，我们可以交换第一个 w3[B]与 w2[B]答案应该是:

x1[C] r1[C] s2[A] r2[A] r1[C] x2[B] w2[B] T3-waits-for-Xlock-on-B w1[C] commit1
u1[C] r2[A] commit2 u2[A] u2[B] x3[B] w3[B] w3[B] commit3 u3[B]