数据库系统概论九.pptx

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1、2023年2月14日111.1 问题的产生问题的产生多用户数据库系统的存在 允许多个用户同时使用的数据库系统飞机定票数据库系统银行数据库系统 特点：在同一时刻并发运行的事务数可达数百个 第1页/共76页2023年2月14日2事务串行执行事务串行执行每个时刻只有一个事务运行，其他事务必须等到这个事务结束以后方能运行。不能充分利用系统资源，发挥数据库共享资源的特点。T1T2T3第2页/共76页2023年2月14日3事务交叉并发方式事务交叉并发方式在单处理机系统中，事务的并行执行是这些并行事务的并行操作轮流交叉运行。单处理机系统中的并行事务并没有真正地并行运行，但能够减少处理机的空闲时间，提高系统的

2、效率。第3页/共76页2023年2月14日4事务同时并发方式事务同时并发方式多处理机系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行。第4页/共76页2023年2月14日5问题的产生问题的产生事务并发执行带来的问题会产生多个事务同时存取同一数据的情况可能会存取和存储不正确的数据，破坏事务一致性和数据库的一致性第5页/共76页2023年2月14日611.2 事务的并发执行可能产生的不一致事务的并发执行可能产生的不一致性性T1T2T1T2T1T2读A=50读C=100读A=16读B=100执行C=C*2读A=16求和=150写回C=200执行A=A-1

3、读B=100读C=200写回A=15执行B=B*2撤销提交写回B=200C恢复为100执行A=A-1读A=50写回A=15读B=200求和=250(验算不对)不可重复读读“脏”数据丢失修改第6页/共76页2023年2月14日7产生的不一致性的根本原因产生的不一致性的根本原因操作冲突如果两个事务发生的两个操作都针对于同一数据项，只要其中有一个是写操作，则这两个操作是冲突的。第7页/共76页2023年2月14日811.3 串行化调度串行化调度调度可串行化调度第8页/共76页2023年2月14日9调度调度调度：安排多个事务中的操作的执行次序。设有事务，T1：R1(x)W1(y)T2：R2(x)W2(

4、x)T3：R3(y)W3(y)a.串行调度：串行调度：b.并发调度：并发调度：Ri(x)表示事务Ti对数据项x进行读操作；Wi(x)表示事务Ti对数据项x进行写操作；S1：R1(x)W1(y)R2(x)W2(x)R3(y)W3(y)S2：R2(x)R1(x)W1(y)R3(y)W2(x)W3(y)第9页/共76页2023年2月14日10T1:read(A);A:=A-50;write(A);read(B);B:=B+50;write(B).T2:read(A);temp:=A*0.1;A:=A-temp;write(A);read(B);B:=B+temp;write(B).T1：从账户A过户

5、￥50到账户BT2：从账户A过户10%的存款余额到账户B执行前A：￥1000，B：￥2000第10页/共76页2023年2月14日11 read(A);A:=A-50;write(A);read(B);B:=B+50;write(B).read(A);temp:=A*0.1;A:=A-temp;write(A);read(B);B:=B+temp;write(B).T1T2调度S1调度S1：串行调度,T2跟在T1之后执行后：A：￥855，B:2145第11页/共76页2023年2月14日12read(A);A:=A-50;write(A);read(B);B:=B+50;write(B).re

6、ad(A);temp:=A*0.1;A:=A-temp;write(A);read(B);B:=B+temp;write(B).T1T2调度S2调度S2：串行调度,T1跟在T2之后执行后：A：￥850，B:2150第12页/共76页2023年2月14日13read(A);A:=A-50;write(A);read(B);B:=B+50;write(B).read(A);temp:=A*0.1;A:=A-temp;write(A);read(B);B:=B+temp;write(B).T1T2调度S3调度S3：并行调度,等价于调度1执行后：A：￥855，B:2145第13页/共76页2023年2

7、月14日14 read(A);A:=A-50;write(A);read(B);B:=B+50;write(B).read(A);temp:=A*0.1;A:=A-temp;write(A);read(B);B:=B+temp;write(B).T1T2调度S4调度S4：并行调度,不等价于调度1执行后：A：￥950，B:2100第14页/共76页2023年2月14日15可串行化调度可串行化调度并发事务的不同调度方式产生不同的结果，当且仅当并发执行的结果等价于某一次序串行执行的结果时，该调度是正确的，这种调度称为可串行化调度。可串行性是并发事务正确性的准则，所有并发调度都必须是可串行化调度。第1

8、5页/共76页2023年2月14日16冲突可串行化调度冲突可串行化调度冲突操作是指不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作Ri(x)与Wj(x)/*事务Ti读x，Tj写x*/Wi(x)与Wj(x)/*事务Ti写x，Tj写x*/其他操作是不冲突操作不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交换第16页/共76页2023年2月14日17冲突可串行化调度（续）冲突可串行化调度（续）一个调度Sc在保证冲突操作的次序不变的情况下，通过交换两个事务不冲突操作的次序得到另一个调度Sc，如果Sc是串行的，称调度Sc为冲突可串行化的调度。可串行化调度的充分条件：一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度第1

9、7页/共76页2023年2月14日18冲突可串行化调度（续）冲突可串行化调度（续）正例今有调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)Sc2=r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)Sc2等价于一个串行调度T1;T2，因此，Sc1是冲突可串行化的调度。第18页/共76页2023年2月14日1911.4 并发控制机制并发控制机制 用户请求执行事务的时刻是随机的，系统如何在一种动态的环境下保证调度的可串行性？并发控制机制的任务是维持

10、数据库的一致性，或者说维持事务调度的可串行性的前提下，如何提高并行度。q封锁机制q基于时标的并发控制机制q其它的并发控制技术多版本（Multiversion）并发控制技术乐观的并发控制第19页/共76页2023年2月14日20封锁机制封锁机制基本思想锁的类型加锁粒度及其选择加锁与释放的时机附加协议两段锁协议 活锁（饿死）和死锁第20页/共76页2023年2月14日21基本思想基本思想防止操作冲突第21页/共76页2023年2月14日22锁的类型锁的类型共享锁（读锁）：如果数据项被某事务用共享锁加锁，其它事务仍可用共享锁读它。互斥锁（写锁）：如果数据项被某事务用互斥锁加锁，其他事务欲操作这一数据

11、项，必须等待该事务释放此互斥锁。相容矩阵锁LOCK(x)的三种状态：读锁、写锁和解锁锁的操作：read_lock(x)、write_lock(x)、unlock(x)T2T1写锁读锁写锁NNY读锁NYYYYY第22页/共76页2023年2月14日23加锁粒度及其选择加锁粒度及其选择加锁粒度指加锁目标的大小。加锁目标在数据库系统中，加锁的目标可以是数据项、数据项的集合、记录、文件甚至整个数据库，还可以是物理页、区等计算机资源。加锁粒度的选择影响到事务的并发度和并发控制的开销。加锁粒度越小，事务并发度越高，并发控制的开销也就越大；反之，粒度越大，事务并发度越低，系统控制开销越小。第23页/共76页

12、2023年2月14日24加锁与释放的时机加锁与释放的时机四级封锁协议：级别0：一个事务不修改其它未提交的事务正在操作的数据。级别1：在满足级别0的基础上，对任何要修改数据加写锁，直到事务结束才释放。级别2：在满足级别1的基础上，对任何要读取的数据加读锁，读完后即可释放。级别3：在满足级别1的基础上，对任何要读取的数据加读锁，直到事务结束才释放。在上述的四个级别中，级别越高，对数据的使用限制越多，数据的一致性越有保证，但是产生死锁的可能性也越大；级别越低，事务的并发度越高，产生死锁的可能性越小，但是数据的一致性保障越弱，越需要用户谨慎操作数据。不丢失修改不读脏数据可重复读第24页/共76页202

13、3年2月14日25不丢失修改不丢失修改T1T2读读A=16A=A-1写回写回A=15交付交付 读读A=16执行执行A=A-1撤销撤销(A恢复恢复16)T1T2 LOCK(A)=写锁写锁读读A=16A=A-1写回写回A=15交付交付UNLOCK(A)write_lock(A)等待等待等待等待等待等待等待等待LOCK(A)=写锁写锁读读A=16执行执行A=A-1撤销撤销UNLOCK(A)(A恢复恢复15)第25页/共76页2023年2月14日26不读不读“脏脏”数数据据T1T2读读C=100C=C*2写写C=200撤销撤销(C恢复为恢复为100)读读C=200T1T2 LOCK(C)=写锁写锁读读

14、C=100C=C*2写写C=200撤销撤销UNLOCK(C)(C恢复为恢复为100)read_lock(C)等待等待等待等待等待等待LOCK(C)=读锁读锁读读C=100UNLOCK(C)交付交付第26页/共76页2023年2月14日27可重复读可重复读T1T2读读A=50,B=100 求和求和=150读读A=50,B=200 求和求和=250读读B=100执行执行B=B*2写回写回B=200T1T2 LOCK(A)=读锁读锁LOCK(B)=读锁读锁读读A=50,B=100求和求和=150读读A=50,B=100 求和求和=150交付交付UNLOCK(A)UNLOCK(B)write_lock

15、(B)等待等待等待等待等待等待等待等待等待等待等待等待等待等待LOCK(B)=写锁写锁读读B=100执行执行B=B*2写回写回B=200交付交付UNLOCK(B)第27页/共76页2023年2月14日28T1:Slock yRead(y)Unlock(y)Xlock xRead(x)x x+yWrite(x)Unlock(x)T2:Slock xRead(x)Unlock(x)Xlock yRead(y)y x+yWrite(y)Unlock(y)x=20,y=30T1;T2:x=50,y=80T2;T1:x=70,y=50使用共享锁和互斥锁，不一定能保证事使用共享锁和互斥锁，不一定能保证事务

16、调度的可串行性。务调度的可串行性。第28页/共76页2023年2月14日29T1:Slock yRead(y)Unlock(y)Xlock x等待等待Read(x)x x+yWrite(x)Unlock(x)T2:SlockxRead(x)Unlock(x)XlockyRead(y)y x+yWrite(y)Unlock(y)x=50,y=50问题的原因：T1中对y的解锁操作进行得太早；T2中对x的解锁操作进行得太早。x=20,y=30T1;T2:x=50,y=80T2;T1:x=70,y=50第29页/共76页2023年2月14日30附加协议附加协议两段锁协议两段锁协议用途：两段锁协议是实现

17、可串行性的方法。【定理】若所有事务均遵守两段锁协议，则这些事务的所有交叉调度都是可串行化的。“两段”锁的含义 所谓“两段”锁是指事务分为两个阶段。第一阶段（扩展阶段）是获得封锁，第二阶段（收缩阶段）是释放封锁。两段锁协议 在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数据的封锁；且在释放一个封锁之后，事务不再获得任何其他封锁。即要求在事务中所有的LOCK必须出现在所有UNLOCK之前。第30页/共76页2023年2月14日31示例：下列两个事务哪个符合示例：下列两个事务哪个符合两段锁协议两段锁协议T1：Slock ASlock BXlock CUnlock(B)Unlock(A)Unloc

18、k(C)T2：SlockAUnlock(A)SlockBXlockCUnlock(C)Unlock(B)第31页/共76页2023年2月14日32T1:Slock(y)Read(y)Unlock(y)Xlock(x)等待等待Read(x)x x+yWrite(x)Unlock(x)T2:Slock(x)Read(x)Unlock(x)Xlock(y)Read(y)yx+yWrite(y)Unlock(y)Slock(y)Xlock(x)Read(y)Read(x)xx+yWrite(x)Unlock(x)Unlock(y)Slock(x)Xlock(y)等待Read(x)Read(y)yx+y

19、Write(y)Unlock(x)Unlock(y)Slock(y)Read(y)Xlock(x)等待Read(x)xx+yWrite(x)Unlock(x)Unlock(y)Slock(x)Read(x)Xlock(y)等待Read(y)yx+yWrite(y)Unlock(y)Unlock(x)第32页/共76页2023年2月14日33活锁（饿死）和死锁活锁（饿死）和死锁封锁技术可以有效地解决并行操作的一致性问题，但也带来一些新的问题 活锁 死锁第33页/共76页2023年2月14日341.活锁活锁 一个事务长时间等待其他事务解锁而不能正常执行的状态。第34页/共76页2023年2月14日

20、35活锁（续）活锁（续）避免活锁：采用先来先服务的策略当多个事务请求封锁同一数据对象时，按请求封锁的先后次序对这些事务排队。该数据对象上的锁一旦释放，首先批准申请队列中第一个事务获得锁。第35页/共76页2023年2月14日362.死锁死锁T1T2lock R1Lock R2Lock R2.等待等待Lock R1等待等待等待等待 几个事务相互等待其他事务解锁而均不能正常结束的状态。第36页/共76页2023年2月14日37解决死锁的方法解决死锁的方法两类方法 a.预防死锁 b.死锁的诊断与解除第37页/共76页2023年2月14日38a.死锁的预防死锁的预防产生死锁的原因是两个事务相互等待或多

21、个事务循环等待预防死锁的发生就是要破坏产生死锁的条件预防死锁的方法 一次封锁法 顺序封锁法第38页/共76页2023年2月14日39一次封锁法一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行。存在的问题降低系统并发度难于事先精确确定封锁对象第39页/共76页2023年2月14日40顺序封锁法顺序封锁法顺序封锁法是预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按这个顺序实行封锁。顺序封锁法存在的问题维护成本数据库系统中封锁的数据对象极多，并且在不断地变化。难以实现：很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象第40页/共76页2023年2月14日41死锁的预防（续）死锁的预防（续

22、）结论在操作系统中广为采用的预防死锁的策略并不很适合数据库的特点DBMS在解决死锁的问题上更普遍采用的是诊断并解除死锁的方法第41页/共76页2023年2月14日42b.死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除 死锁的诊断方法超时法事务等待图法 第42页/共76页2023年2月14日43超时法超时法如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁优点：实现简单缺点有可能误判死锁时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现第43页/共76页2023年2月14日44事务等待图法事务等待图法用事务等待图动态反映所有事务的等待情况事务等待图是一个有向图G=(T，U)T为结点的集合，每个结点表示正运行的事务

23、U为边的集合，每条边表示事务等待的情况若T1等待T2，则T1，T2之间划一条有向边，从T1指向T2并发控制子系统周期性地（比如每隔数秒）生成事务等待图，检测事务。如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。第44页/共76页2023年2月14日45死锁的诊断与解除（续）死锁的诊断与解除（续）解除死锁的方法选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消，释放此事务持有的所有的锁，使其它事务能继续运行下去。第45页/共76页2023年2月14日461、并发操作可能会产生哪几类数据不一致？产生不一致的根本原因是什么？用什么方法能避免各种不一致的情况？2、采用不同级别的封锁协议所得到的一致性保证是不同的，

24、请在下表中选择不同的级别可能获得哪些一致性保证？级级别别互斥锁互斥锁共享锁共享锁一致性保证一致性保证立即立即 结束结束 立即立即 结束结束 不丢失修改不丢失修改 不读脏数据不读脏数据 可重复读可重复读123思考题思考题第46页/共76页2023年2月14日473、请说明调度、串行调度、可串行化调度的关系。分析下列三个调度S1、S2、S3，哪个是串行调度，哪个是可串行化调度，哪个是不可串行化调度？（设A、B初值均为2）S1S2S3T1T2T1T2T1T2Read_lock(B)Y=BUnlock(B)Write_lock(A)A=Y+1写回写回AUnlock(A)Read_lock(A)X=AU

25、nlock(A)Write_lock(B)B=X+1写回写回BUnlock(B)Read_lock(B)Y=BUnlock(B)Write_lock(A)A=Y+1写回写回AUnlock(A)Read_lock(A)X=AUnlock(A)Write_lock(B)B=X+1写回写回BUnlock(B)Read_lock(B)Y=BUnlock(B)Write_lock(A)A=Y+1写回写回AUnlock(A)Read_lock(A)等待等待等待等待等待等待X=AUnlock(A)Write_lock(B)B=X+1写回写回BUnlock(B)第47页/共76页2023年2月14日4811.

26、5 SQL Server 的加锁机的加锁机制制动态加锁多粒度封锁 锁升级锁模式 锁的兼容性第48页/共76页2023年2月14日49动态加锁动态加锁SQL Server由系统来管理锁 在用户有SQL请求时，系统分析请求，自动在满足锁定条件和系统性能之间为数据库加上适当的锁，同时系统在运行期间常常自动进行优化处理，实行动态加锁。第49页/共76页2023年2月14日50多粒度封锁多粒度封锁封锁对象的大小称为封锁粒度多粒度封锁在一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同的事务选择 第50页/共76页2023年2月14日51SQL Server锁的多粒度性锁的多粒度性SQL Server中能够锁定的资源粒

27、度包括：RID：行标识符（用于单独锁定表中的一行）KEY：键（索引中的行锁，用于保护可串行事务中的键范围）PAG：页IDX：索引EXT：扩展盘区（相邻的八个数据页或索引页构成的一组）TAB：表Fil：文件DB：数据库第51页/共76页2023年2月14日52选择封锁粒度的原则选择封锁粒度的原则封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关封锁的粒度越大，数据库所能够封锁的数据单元就越少，并发度就越小，系统开销也越小；封锁的粒度越小，并发度较高，但系统开销也就越大举例若封锁粒度是数据页，事务T1需要修改元组L1，则T1必须对包含L1的整个数据页A加锁。如果T1对A加锁后事务T2要修改A中元组L2

28、，则T2被迫等待，直到T1释放A。如果封锁粒度是元组，则T1和T2可以同时对L1和L2加锁，不需要互相等待，提高了系统的并行度。第52页/共76页2023年2月14日53选择封锁粒度的原则（续）选择封锁粒度的原则（续）同时考虑封锁开销和并发度两个因素，适当选择封锁粒度需要处理多个关系的大量元组的用户事务：以数据库为封锁单位需要处理大量元组的用户事务：以关系为封锁单位只处理少量元组的用户事务：以元组为封锁单位第53页/共76页2023年2月14日54多粒度树多粒度树以树形结构来表示多级封锁粒度根结点是整个数据库，表示最大的数据粒度叶结点表示最小的数据粒度例：三级粒度树数据库关系Rn关系R1元组元

29、组元组元组 第54页/共76页2023年2月14日55多粒度封锁协议多粒度封锁协议允许多粒度树中的每个结点被独立地加锁对一个结点加锁意味着这个结点的所有后裔结点也被加以同样类型的锁在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁：显式封锁隐式封锁数据库关系Rn关系R1元组元组元组元组 第55页/共76页2023年2月14日56显式封锁和隐式封锁显式封锁和隐式封锁显式封锁直接加到数据对象上的封锁隐式封锁该数据对象没有独立加锁，是由于其上级结点加锁而使该数据对象加上了锁显式封锁和隐式封锁的效果是一样的系统检查封锁冲突时，既要检查显式封锁，还要检查隐式封锁数据库关系Rn关系R1元组元组元组元组 第56页

30、/共76页2023年2月14日57显式封锁和隐式封锁（续）显式封锁和隐式封锁（续）对某个数据对象加锁，系统要检查 该数据对象有无显式封锁与之冲突 所有上级结点检查本事务的显式封锁是否与该数据对象上的隐式封锁冲突(由上级结点已加的封锁造成的）所有下级结点看它们的显式封锁是否与本事务的隐式封锁（将加到下级结点的封锁）冲突数据库关系Rn关系R1元组元组元组元组 第57页/共76页2023年2月14日58锁升级锁升级锁升级是指调整锁的粒度，将多个低粒度的锁替换成少数的更高粒度的锁，以此来减少系统开销。在SQL Server中当一个事务中的锁较多，达到锁升级门限时，系统自动将行级锁和页面锁升级为表级锁。

31、在SQL Server中，锁的升级门限以及锁升级是由系统自动来确定的，不需要用户设置。第58页/共76页2023年2月14日59锁模式锁模式共享锁(S)排它锁(X)更新锁(U)意向锁 意向共享锁(IS)、意向排它锁(IX)、共享意向排它锁(SIX)架构锁 架构修改锁(Sch-M)、架构稳定锁(Sch-S)大容量更新锁(BU)第59页/共76页2023年2月14日60共享锁共享锁(S)SQL Server中，共享锁用于所有的只读（SELECT）数据操作。共享锁是非独占的，允许多个并发事务读取其锁定的资源。默认情况下，数据被读取后，SQL Server立即释放共享锁。除非将事务隔离级别设置为可重复

32、读或更高级别，或者在事务生存周期内用锁定提示保留共享(S)锁。第60页/共76页2023年2月14日61排它锁排它锁(X)排它锁是为修改数据而保留的。它所锁定的资源，其他事务不能读取也不能修改。排它锁不能和其他锁兼容。第61页/共76页2023年2月14日62更新锁更新锁(U)更新锁在修改操作的初始化阶段用来锁定可能要被修改的资源，这样可以避免使用共享锁造成的死锁现象。因为使用共享锁时，修改数据的操作分为两步，首先获得一个共享锁，读取数据，然后将共享锁升级为排它锁，然后再执行修改操作。这样如果同时有两个或多个事务同时对一个事务申请了共享锁，在修改数据的时候，这些事务都要将共享锁升级为排它锁。这

33、时，这些事务都不会释放共享锁而是一直等待对方释放，这样就造成了死锁。如果一个数据在修改前直接申请更新锁，在数据修改的时候再升级为排它锁，就可以避免死锁。更新锁与共享锁是兼容的，也就是说一个资源用共享锁锁定后，允许再用更新锁锁定。第62页/共76页2023年2月14日63意向锁意向锁引进意向锁的目的提高对某个数据对象加锁时系统的检查效率如果对一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正在被加锁对任一结点加基本锁，必须先对它的上层结点加意向锁数据库关系Rn关系R1元组1元组4元组2 元组3 第63页/共76页2023年2月14日64常用意向锁常用意向锁意向共享锁(IS锁)如果对一个数据对象加IS锁，

34、表示它的后裔结点拟（意向）加S锁。意向排它锁(IX锁)如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔结点拟（意向）加X锁。共享意向排它锁(SIX锁)如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁，即SIX=S+IX。第64页/共76页2023年2月14日65意向锁的相容矩阵意向锁的相容矩阵第65页/共76页2023年2月14日66意向锁（续）意向锁（续）锁的强度锁的强度是指它对其他锁的排斥程度一个事务在申请封锁时以强锁代替弱锁是安全的，反之则不然第66页/共76页2023年2月14日67意向锁（续）意向锁（续）具有意向锁的多粒度封锁方法申请封锁时应该按自上而下的次序进行释放封锁时则应该按自

35、下而上的次序进行具有意向锁的多粒度封锁方法的优点提高了系统的并发度减少了加锁和解锁的开销在实际的数据库管理系统产品中得到广泛应用 第67页/共76页2023年2月14日68架构锁架构锁架构锁分为架构修改锁(Sch-M)和架构稳定锁(Sch-S)。执行表的数据定义语言(DDL)操作（例如添加列或除去表）时，SQL Server采用Sch-M锁。编译查询时，SQL Server采用Sch-S锁。架构稳定性(Sch-S)锁不阻塞任何事务锁，包括排它(X)锁。第68页/共76页2023年2月14日69大容量更新锁大容量更新锁(BU)大容量更新锁(BU)允许进程将数据并发地大容量复制到同一表，同时防止其

36、它不进行大容量复制数据的进程访问该表。当将数据大容量复制到表，且指定了 TABLOCK 提示或者使用 sp_tableoption 设置了 table lock on bulk 表选项时，将使用大容量更新(BU)锁。第69页/共76页2023年2月14日70示例示例USE pubsBEGIN TRANUPDATE authorsSET au_lname=LinkerWHERE au_id=172-32-1176sp_lockROLLBACK TRAN锁类型数据库名 （）（）（）（）（）（）（）（）（）（）第70页/共76页2023年2月14日71锁的兼容性锁的兼容性 现有的授权现有的授权模式模

37、式请求模式请求模式ISSUIXSIXX意向共享意向共享(IS)是是是是是是是是是是否否共享共享(S)是是是是是是否否否否否否更新更新(U)是是是是否否否否否否否否意向排它意向排它(IX)是是否否否否是是否否否否共享与意向排它共享与意向排它(SIX)是是否否否否否否否否否否排它排它(X)否否否否否否否否否否否否架构稳定锁(Sch-S)与除了架构修改锁(Sch-M)模式之外的所有锁模式相兼容。架构修改锁(Sch-M)与所有锁模式都不兼容。大容量更新锁(BU)只与架构稳定锁(Sch-S)及其它大容量更新锁(BU)相兼容。第71页/共76页2023年2月14日72思考题思考题设T1、T2、T3是如下三

38、个事务：T1：A:=A+2;T2：A:=A*2;T3：A:=A*2;设A的初值为0：1.若这三个事务并发执行，则有多少种可能的正确结果，请一一列举出来。T1;T2;T3.A=16T1;T3;T2.A=8T2;T1;T3.A=4T2;T3;T1.A=2T3;T1;T2.A=4T3;T2;T1.A=2第72页/共76页2023年2月14日732.请给出一个可串行化的调度，并给出执行结请给出一个可串行化的调度，并给出执行结果。果。T1T2T3Xlock ARead(A)A:=A+2Write(A)Unlock(A)Xlock A等待等待等待Read(A)A:=A*2 Write(A)Unlock(A

39、)Xlock A等待等待等待等待等待等待Read(A)A:=A*2 Write(A)Unlock(A)结果结果A=16第73页/共76页2023年2月14日743.请给出一个非串行化的调度，并给出执行结请给出一个非串行化的调度，并给出执行结果。果。T1T2T3Read(A)A:=A+2Write(A)Read(A)A:=A*2 Write(A)Read(A)A:=A*2 Write(A)结果结果A=0第74页/共76页2023年2月14日754.若这三个事务都遵守两段锁协议，请给若这三个事务都遵守两段锁协议，请给出一个不产生死锁的可串行化调度。出一个不产生死锁的可串行化调度。答案与第2问相同。5.若这三个事务都遵守两段锁协议，请给出一个产生死锁的调度。n无死锁可能。第75页/共76页2023年2月14日第十一章 并发控制76感谢您的观看！第76页/共76页