问题描述
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，但它是视图可序列化的。但是，如果我们想将严格的 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，对 B 的最后一次写入将由与原始计划 S1 不同的 T2 完成。
或者以下是 Strict 2PL 的正确应用：
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保留了，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时间表相同？
解决方法
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