(精品)第八章_数据库管理.ppt

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1、数据库实用教程（第三版）数据库实用教程（第三版）第八章第八章 数据库管理数据库管理第八章第八章数据库管理数据库管理 教学内容：教学内容：事务的定义，事务的事务的定义，事务的ACID性质，事务的状态变迁图。性质，事务的状态变迁图。恢复的定义、基本原则和实现方法恢复的定义、基本原则和实现方法,故障的类型故障的类型,检查点技术检查点技术。并发操作带来的三个问题，并发操作带来的三个问题，X锁、锁、PX协议协议,活锁、死锁，活锁、死锁，并发调度、串行调度、并发调度的可串行化，两段封锁法。并发调度、串行调度、并发调度的可串行化，两段封锁法。完整性的定义，完整性子系统的功能，完整性规则的组成；完整性的定义，

2、完整性子系统的功能，完整性规则的组成；SQL中的三大类完整性约束，中的三大类完整性约束，SQL3中的触发器技术。中的触发器技术。安全性的定义、级别，权限，安全性的定义、级别，权限，SQL中的安全性机制。中的安全性机制。检查点技术检查点技术 并发操作、封锁带来的若干问题，并发调度的可串行化。并发操作、封锁带来的若干问题，并发调度的可串行化。SQL中完整性约束的实现：断言、触发器技术中完整性约束的实现：断言、触发器技术。安全性中的授权语句安全性中的授权语句。教学重点：教学重点：1 1 事务的概念事务的概念 一、事务的定义一、事务的定义 形成一个逻辑工作单元的数据库操作的汇集形成一个逻辑工作单元的数

3、据库操作的汇集,称为事务称为事务(transaction)(transaction)。例：在关系数据库中，一个事务可以是一条例：在关系数据库中，一个事务可以是一条SQLSQL语句、语句、一组一组SQLSQL语句语句 或整个程序。或整个程序。事务和程序是两个概念。一般地说：一个程序中包含多个事务。事务和程序是两个概念。一般地说：一个程序中包含多个事务。事务的开始和结束可以由用户显式控制。事务的开始和结束可以由用户显式控制。如果用户没有显式地定义事务如果用户没有显式地定义事务,则由则由DBMSDBMS按照缺省自动划分事务。按照缺省自动划分事务。在在SQLSQL语言中，定义事务的语句由三条：语言中，

4、定义事务的语句由三条：事务开始事务开始:事务提交事务提交:事务回滚事务回滚:BEGIN TRANSACTIONBEGIN TRANSACTIONCOMMITCOMMITROLLBACKROLLBACK二、事务的二、事务的ACIDACID性质性质 为为了保了保证证数据完整性（数据是正确的），要求事数据完整性（数据是正确的），要求事务务 具有下列四个性具有下列四个性质质：原子性原子性（A Atomicitytomicity）一致性一致性（C Consistencyonsistency）隔离性隔离性（I Isolationsolation）持久性持久性（D Durabilityurability）。

5、）。上述四个性质称为上述四个性质称为事务的事务的ACIDACID性质。性质。三、事务的状态变迁三、事务的状态变迁BEGINTRANSATIONABORTABORT活动活动失败失败局部提交局部提交提交提交异常终止异常终止ENDTRANSATIONCOMMITROLLBACK2数据库的恢复数据库的恢复 DBMSDBMS的恢复管理子系统的恢复管理子系统:采取一系列措施保证在任何情况下保持事务的原子性和采取一系列措施保证在任何情况下保持事务的原子性和 持久性，确保数据不丢失、不破坏；持久性，确保数据不丢失、不破坏；当发生系统故障时，数当发生系统故障时，数 据库可恢复到正确状态。据库可恢复到正确状态。一

6、、故障分类一、故障分类 事务故障事务故障 系统故障系统故障 介质故障介质故障 二、二、数据数据库库恢复恢复技术技术 恢复机制涉及的两个关键问题：恢复机制涉及的两个关键问题：如何建立冗余数据；如何利用这些冗余数据实施数据库的恢复。如何建立冗余数据；如何利用这些冗余数据实施数据库的恢复。建立冗余数据最常用的技术是数据库转储和登录日志文件。建立冗余数据最常用的技术是数据库转储和登录日志文件。1 1、数据转储、数据转储 转储是指转储是指DBADBA将整个数据库复制到永久存储器的过程。将整个数据库复制到永久存储器的过程。这些备用的数据文本称为后备副本或后援副本。这些备用的数据文本称为后备副本或后援副本。

7、一旦系统发生介质故障，数据库遭到破坏，可以将副本一旦系统发生介质故障，数据库遭到破坏，可以将副本 重新装入，把数据库重新装入，把数据库恢复恢复起来。起来。转储转储 运行事务运行事务 故障发生点故障发生点tatbtf正常运行正常运行重装后备副本重装后备副本 重新运行事务重新运行事务 恢复恢复2.2.登记日志文件（登记日志文件（LoggingLogging）日志文件是记录事务对数据库的更新操作的文件。日志文件是记录事务对数据库的更新操作的文件。日志文件的存储结构日志文件的存储结构-日志记录的表示：日志记录的表示：事务开始记录：事务开始记录：TiSTART 更新数据记录：更新数据记录：TiV2 事务

8、终止记录：事务终止记录：Ti 更新数据日志记录更新数据日志记录 与每一个数据库写操作与每一个数据库写操作 WRITEWRITE（Q Q）相对应其中：相对应其中：TiTi :事务名；事务名；X:X:操作类型；操作类型；A:A:数据项；数据项；V1:V1:原始值原始值；V2:V2:新值新值 日志文件在数据库恢复过程中起着重要的作用。日志文件在数据库恢复过程中起着重要的作用。为保证数据库的可恢复性，为保证数据库的可恢复性，登记日志文件必须遵循两条原则：登记日志文件必须遵循两条原则：登记的次序必须严格按并行事务执行的时间次序。登记的次序必须严格按并行事务执行的时间次序。必须先写日志文件，再写数据库。必

9、须先写日志文件，再写数据库。转储转储 运行事务运行事务 故障发生点故障发生点tatbtf正常运行正常运行 重装后备副本重装后备副本 利用日志文件恢复事务利用日志文件恢复事务 继续运行继续运行 介质故障恢复介质故障恢复登记日志文件登记日志文件 三、恢复策略三、恢复策略当系统运行过程中发生故障，利用数据库后备副本和日志文件当系统运行过程中发生故障，利用数据库后备副本和日志文件将数据库恢复到故障前的某个一致性状态。不同故障其恢复技术不将数据库恢复到故障前的某个一致性状态。不同故障其恢复技术不一样：一样：1 1事务故障的恢复事务故障的恢复 事事务务故故障障是是指指事事务务在在运运行行至至正正常常终终止

10、止点点前前被被中中止止，此此时时恢恢复复子子系统应撤销（系统应撤销（UNDOUNDO）此事务已对数据库进行的修改。此事务已对数据库进行的修改。事务故障恢复的具体做法如下事务故障恢复的具体做法如下:反向扫描日志文件（即从最后向前扫描日志文件），反向扫描日志文件（即从最后向前扫描日志文件），查找该事务的更新操作。查找该事务的更新操作。对该事务的更新操作执行逆操作。对该事务的更新操作执行逆操作。即将日志记录中即将日志记录中“更新前的值更新前的值”写入数据库：写入数据库：若记录中是插入操作，则相当于做删除操作若记录中是插入操作，则相当于做删除操作;若记录中是删除操作若记录中是删除操作,则做插入操作；则

11、做插入操作；若是修改操作，则用修改前值代替修改后值。若是修改操作，则用修改前值代替修改后值。返回继续反向扫描日志文件，继续反向扫描日志文件，查找该事务的其他更新操查找该事务的其他更新操作，并做同样处理。作，并做同样处理。如此处理下去，直至读到此事务的开始标记，事务如此处理下去，直至读到此事务的开始标记，事务故障恢复就完成了。故障恢复就完成了。事务故障的恢复是由系统自动完成的事务故障的恢复是由系统自动完成的,不需要用户干预。不需要用户干预。2 2系统故障的恢复系统故障的恢复系统故障造成数据库不一致状态的原因有两个：系统故障造成数据库不一致状态的原因有两个：未完成事务对数据库的更新已写数据库；未完

12、成事务对数据库的更新已写数据库；已提交事务对数据库的更新还留在缓冲区没来得及真正已提交事务对数据库的更新还留在缓冲区没来得及真正写入数据库写入数据库.恢复操作：恢复操作：撤销故障发生时未完成的事务，撤销故障发生时未完成的事务，重做已完成的事务。重做已完成的事务。具体做法如下具体做法如下:正向扫描日志文件正向扫描日志文件(即从头开始扫描日志文件即从头开始扫描日志文件):找出在故障发生前找出在故障发生前:已提交事务已提交事务(既有既有记录，也有记录，也有Ti 记记录录),将其事务标识将其事务标识记入重做队列记入重做队列。尚尚未未完完成成的的事事务务(有有记记录录,无无Ti 记记录录),将其事务标识

13、将其事务标识记入撤销队列记入撤销队列。对撤销队列中的各个事务进行撤销（对撤销队列中的各个事务进行撤销（UNDOUNDO）处理处理进行撤销（进行撤销（UNDOUNDO）处理的方法是处理的方法是:反向扫描日志文件，反向扫描日志文件，对每个对每个UNDOUNDO事务的更新操作执行事务的更新操作执行逆操作逆操作.即将日志记录中即将日志记录中“更新前的值更新前的值”写入数据库。写入数据库。对重做队列中的各个事务进行重做（对重做队列中的各个事务进行重做（REDOREDO）处理处理进行重做进行重做REDOREDO处理的方法是：处理的方法是：正向扫描日志文件，正向扫描日志文件，对每个对每个REDOREDO事务

14、重新执行登记操作。事务重新执行登记操作。即将日志记录中即将日志记录中“更新后的值更新后的值”写入数据库。写入数据库。系统故障的恢复也由系统自动完成的系统故障的恢复也由系统自动完成的,不需要用户干预。不需要用户干预。3 3介质故障的恢复介质故障的恢复在在发发生生介介质质故故障障和和遭遭受受病病毒毒破破坏坏时时，磁磁盘盘上上的的物物理理数数据据库库遭遭到到毁灭性破坏。此时恢复的过程如下：毁灭性破坏。此时恢复的过程如下：装入最新的后备副本到新的磁盘，使数据库恢复到最近一次转装入最新的后备副本到新的磁盘，使数据库恢复到最近一次转储时的一致状态。储时的一致状态。装入有关的日志文件副本，重做已提交的所有事

15、务。装入有关的日志文件副本，重做已提交的所有事务。这样就可以将数据库恢复到故障前某一时刻的一致状态。这样就可以将数据库恢复到故障前某一时刻的一致状态。四、检测点机制四、检测点机制 为为提提高系统效率，高系统效率，DBMSDBMS定定时设时设置置检查检查点。点。在在检检查查点点时时刻刻才才真真正正做做到到把把对对DBDB的的修修改改写写到到 磁磁盘盘，并并在在日日志志文文件件写写入入一一条条检检查查点点记记录录(以以便便恢复恢复时时使用使用)。1.1.检查检查点点方法方法 DBMSDBMS定定时设时设置置检查检查点点，在，在检查检查点点时，做下列事情：时，做下列事情：第一步：第一步：第二步：第二

16、步：第三步：第三步：第四步：第四步：将日志缓冲区中的日志记录写入磁盘。将日志缓冲区中的日志记录写入磁盘。将数据库缓冲区中修改过的缓冲块内容写入磁盘。将数据库缓冲区中修改过的缓冲块内容写入磁盘。写一个检查点记录到磁盘，内容包括：写一个检查点记录到磁盘，内容包括：检查点时刻，所有活动事务；检查点时刻，所有活动事务；每个事务最近日志记录地址。每个事务最近日志记录地址。把磁盘中日志检测点记录的地址写入把磁盘中日志检测点记录的地址写入“重新启动文件中重新启动文件中”。2.2.检查检查点点恢复步骤恢复步骤 正向扫描日志文件，正向扫描日志文件，建立事务重做队列和事务撤消队列。建立事务重做队列和事务撤消队列。

17、重做队列：重做队列：将已完成的事务加入重做队列；将已完成的事务加入重做队列；撤销队列：撤销队列：未完成的事务加入撤销队列。未完成的事务加入撤销队列。对撤销队列做对撤销队列做UNDOUNDO处理的方法是：处理的方法是：反向扫描日志文件，根据撤销队列的记录对每一个撤销反向扫描日志文件，根据撤销队列的记录对每一个撤销 事务的更新操作执行逆操作，使其恢复到原状态。事务的更新操作执行逆操作，使其恢复到原状态。对重做队列做对重做队列做REDOREDO处理的方法是：处理的方法是：正向扫描日志文件，根据重做队列的记录对每一个重做事正向扫描日志文件，根据重做队列的记录对每一个重做事 务实施对数据库的更新操作。务

18、实施对数据库的更新操作。五、运行记录（日志记录）优先原则五、运行记录（日志记录）优先原则为了安全，为了安全，定义定义“运行记录优先原则运行记录优先原则”包含以下两点：包含以下两点：至少要等相应运行记录（日志记录）已经写入运行日志文件至少要等相应运行记录（日志记录）已经写入运行日志文件 后，才能允许事务往数据库中写记录；后，才能允许事务往数据库中写记录；直至事务的所有运行记录（日志记录）都已经写入到运行日直至事务的所有运行记录（日志记录）都已经写入到运行日 志文件后，才能允许事务完成志文件后，才能允许事务完成COMMITCOMMIT处理。处理。这样，如果出现故障，则可能在运行日志中而不是在数据库

19、中记这样，如果出现故障，则可能在运行日志中而不是在数据库中记录了一个修改。在重启动时，就有可能请求录了一个修改。在重启动时，就有可能请求UNDOUNDOREDOREDO处理原先根处理原先根本没有对数据库做过的修改。本没有对数据库做过的修改。3 3 数据库的并发控制数据库的并发控制 原子性（原子性（AtomicityAtomicity）一一个个事事务务对对数数据据库库的的所所有有操操作作，是是一一个个不不可可分分割割的的工工作作单单元元。这这些些操操作作要要么么全全部部执执行行，要要么么什什么么也不做（就效果而言）。也不做（就效果而言）。保证原子性是数据库系统本身的职责，保证原子性是数据库系统本

20、身的职责，由由DBMSDBMS的事务管理子系统来实现。的事务管理子系统来实现。返回 一致性（一致性（ConsistencyConsistency）一个事务独立执行的结果，应保持数据库的一致性，一个事务独立执行的结果，应保持数据库的一致性，即数据不会应事务的执行而遭受破坏。即数据不会应事务的执行而遭受破坏。编写事务的应用程序员的职责编写事务的应用程序员的职责:确保单个事务的一致性。确保单个事务的一致性。在系统运行时，由在系统运行时，由DBMSDBMS的完整性子系统执行测试任务。的完整性子系统执行测试任务。返回 隔离性（隔离性（IsolationIsolation）在在多多个个事事务务并并发发执执

21、行行时时,系系统统应应保保证证与与这这些些事事务务先先后后单单独执行时的结果一样独执行时的结果一样,此时称事务达到了隔离性的要求。此时称事务达到了隔离性的要求。即：多个事务并发执行时，保证执行结果是正确的，即：多个事务并发执行时，保证执行结果是正确的，如同单用户环境一样。如同单用户环境一样。隔离性是由隔离性是由DBMSDBMS的并发控制子系统实现的。的并发控制子系统实现的。返回持久性（持久性（DurabilityDurability）一一个个事事务务一一旦旦完完成成全全部部操操作作后后，它它对对数数据据库库的的所所有有更更新新应应永永久久地地反反映映在在数数据据库库中中。即即使使以以后后系系统

22、统发发生生故故障障，也应保留这个事务执行的痕迹。也应保留这个事务执行的痕迹。持久性由持久性由DBMSDBMS的恢复管理子系统实现的。的恢复管理子系统实现的。返回3 3 数据库的并发控制数据库的并发控制教学内容：教学内容：并发操作带来的三个问题，并发操作带来的三个问题，X锁、锁、PX协议协议,活锁、活锁、死锁，并发调度、串行调度、并发调度的可串行化，死锁，并发调度、串行调度、并发调度的可串行化，两段封锁法。两段封锁法。教学重点：教学重点：并发操作、封锁带来的若干问题，并发操作、封锁带来的若干问题，并发调度的可串行化。并发调度的可串行化。为为充充分分利利用用数数据据库库资资源源，发发挥挥数数据据库

23、库共共享享资资源源的的特特点点,应应该该允允许许多多个个用用户户并并行行地地存取数据库。存取数据库。并并发发控控制制机机制制的的好好坏坏是是衡衡量量一一个个数数据据库库管理系统性能的重要标志之一。管理系统性能的重要标志之一。一、并发操作带来的三个问题一、并发操作带来的三个问题对并发操作如果不进行合适的控制，可能会导致数据库中数据的不一致性。对并发操作如果不进行合适的控制，可能会导致数据库中数据的不一致性。典型的并发操作的例子：火车订票系统中的订票操作。典型的并发操作的例子：火车订票系统中的订票操作。在该系统中的一个活动序列：在该系统中的一个活动序列：甲售票员读出某列车的甲售票员读出某列车的车车

24、票余数为票余数为A，设：设：A=18；乙售票员读出同一列车的车票余数为乙售票员读出同一列车的车票余数为A A，也是：，也是：A=18A=18；甲售票点卖出一张车票，修改车票余数甲售票点卖出一张车票，修改车票余数A=A-1A=A-1，所以所以A A1717，把把A A写回数据库；写回数据库；乙售票点卖出二张车票，修改车票余数乙售票点卖出二张车票，修改车票余数A=A-2A=A-2，所以所以A=16A=16，把把A A写回数据库。写回数据库。事实上是卖出三张车票事实上是卖出三张车票,而数据库中车票余额只减少而数据库中车票余额只减少2 2。这种情况称为数据库的不一致性。这种不一致性是由甲乙两个售票员并

25、发操作引起的。（在一个CPU上，利用分时方法实行多个事务同时执行）。在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机的。若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。这是由于第4步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务的修改。并发操作带来的数据不一致性包括三类：并发操作带来的数据不一致性包括三类：丢失修改；丢失修改；不一致分析（不可重复读）；不一致分析（不可重复读）；读读“脏脏”数据。数据。并发操作带来的数据不一致性包括三类：并发操作带来的数据不一致性包括三类：丢失修改；丢失修改；不一致分析（不可重复读）；不一致分析（不可重复读）；读读“脏脏”数据。数据。1.丢失更新（丢失更新（Lostu

26、pdate）指指事事务务Ti与与事事务务Tj从从数数据据库库中中读读入入同同一一数数据据并并修修改改,事事务务2的的提提交结果破坏了事务交结果破坏了事务1提交的结果提交的结果,导致事务导致事务1的修改被丢失。的修改被丢失。时间时间事务事务TiTi数据库中数据库中A A的值的值事务事务TjTjt0 1818t1检索检索A A：A A1818t2检索检索A A：A A1818t3修改修改A A：AA-1AA-1t4写回写回A A：A=17A=17t51717t6修改修改A A：AA-2AA-2t7写回写回A A：A=16A=16t816162.不一致分析（不可重复读不一致分析（不可重复读nonre

27、peatableread）指指事事务务Ti读读取取数数据据后后，事事务务Tj执执行行更更新新操操作作，使使事事务务Ti无无法法再再读取前一次结果。读取前一次结果。时间时间事务事务TiTi数据库中数据库中A、B的值的值事务事务TjTjt0 5050、100100t1检索检索A A、B B：A A5050，B=100B=100t2求和：求和：A+B=150t3检索检索B：B=100t4修改修改B B：BB*2BB*2t5写回写回B B：B=200B=200t65050、200200t7检索检索(验算验算):A):A50,B=20050,B=200t8求和：求和：A+B=250A+B=250具体地讲

28、，不一致分析（不可重复读）包括三种情况：具体地讲，不一致分析（不可重复读）包括三种情况：事务事务TiTi读取某一数据后，事务读取某一数据后，事务TjTj对其做了修改，当事务对其做了修改，当事务TiTi再再 次读该数据时：得到与前一次不同的值。次读该数据时：得到与前一次不同的值。事务事务TiTi按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事务按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事务TjTj 删除了其中部分记录删除了其中部分记录,当事务当事务TiTi再次按相同条件读取数据时：再次按相同条件读取数据时：发现某些记录消失了。发现某些记录消失了。事务事务TiTi按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事

29、务按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事务TjTj 插入了一些记录，当事务插入了一些记录，当事务TiTi再次按相同条件读取数据时：再次按相同条件读取数据时：发现多了一些记录。发现多了一些记录。两种不可重复读有时也称为幻行（两种不可重复读有时也称为幻行（phantom rowphantom row）现象。）现象。3.读读“脏脏”数据（数据（diriyread）指指:事事务务Ti修修改改某某一一数数据据，并并将将其其写写回回磁磁盘盘，事事务务Tj读读取取同同一一数数据据后后，事事务务Ti由由于于某某种种原原因因被被撤撤销销，这这时时事事务务Ti已已修修改改过过的的数数据据恢恢复复原原值值，事事

30、务务Tj读读到到的的数数据据就就与与数数据据库库中中的的数数据据不不一一致致，是是不不正正确确的的数据，称为数据，称为“脏脏”数据。数据。时间时间事务事务Ti数据库中数据库中C的值的值事务事务Tjt0100t1检索检索C：C=100t2修改修改C：CC*2t3写回写回C:：C=200T4200t5检索检索C：C=200t6回滚：回滚：ROLLBACKt7C恢复为：恢复为：100t8100 产生上述三类数据不一致性的主要原因是产生上述三类数据不一致性的主要原因是:并发操作破坏了事务的隔离性。并发操作破坏了事务的隔离性。并发控制就是要用正确的方式调度并发操作，使一个并发控制就是要用正确的方式调度并

31、发操作，使一个用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免造成数用户事务的执行不受其他事务的干扰，从而避免造成数据的不一致性。据的不一致性。DBMSDBMS的并发控制子系统的职责：的并发控制子系统的职责：负责协调并发事务的执行，负责协调并发事务的执行，保证数据库的完整性，保证数据库的完整性，同时避免用户得到不正确的数据。同时避免用户得到不正确的数据。计计算算机机系系统统对对并并行行事事务务中中并并行行操操作作的的调调度度是是随随机机的的，而而不不同同的的调调度度可可能能会会产产生生不不同同的的结结果果，那那么么哪哪个个结结果果是是正正确确的的，哪个是不正确的呢？哪个是不正确的呢？二二、并发调度的

32、可串行化并发调度的可串行化 1 1、概念、概念事务的调度事务的调度:串行调度串行调度:并发调度并发调度:事务的执行次序称为事务的执行次序称为“调度调度”。如果多个事务依次执行，则称为事务的串行如果多个事务依次执行，则称为事务的串行调度（调度（Serial ScheduleSerial Schedule）。）。如果利用分时的方法，同时处理多个事如果利用分时的方法，同时处理多个事务，则称为事务的并发调度（务，则称为事务的并发调度（Concurrent Concurrent ScheduleSchedule）。）。在事务并发执行时在事务并发执行时,有可能破坏数据库的一致性有可能破坏数据库的一致性,或

33、用户读了脏数据。或用户读了脏数据。如果有如果有n n个事务串行调度，可有个事务串行调度，可有n!n!种不同的有效调度。种不同的有效调度。如果有如果有n n个事务并发调度个事务并发调度,可能的并发调度数目远远大于可能的并发调度数目远远大于n!n!。DBMSDBMS的并发控制子系统实现的并发控制子系统实现:如何产生正确的并发调度。如何产生正确的并发调度。如何判断一个并发调度是正确的如何判断一个并发调度是正确的,用并发调度的可串行化概念解决用并发调度的可串行化概念解决.现现在有两个事在有两个事务务，分，分别别包含下列操作：包含下列操作：事事务务T1T1：读读B B；A=BA=B十十1 1；写回；写回

34、A A；事事务务T2T2：读读A A；B=AB=A十十1 1；写回；写回B B 假假设设A A的初的初值为值为1010，B B的初的初值为值为2 2。下图给出了对这两个事务的三种不同的调度策略。下图给出了对这两个事务的三种不同的调度策略。（a a）和（）和（b b）为两种不同的串行调度策略，虽然执行结果不同，）为两种不同的串行调度策略，虽然执行结果不同，但它们都是正确的调度。但它们都是正确的调度。（c c）中两个事务是交错执行的，由于其执行结果与（）中两个事务是交错执行的，由于其执行结果与（a a）、）、（b b）的结果都不同，所以是错误的调度。）的结果都不同，所以是错误的调度。（d d）中两

35、个事务也是交错执行的，由于其执行结果与串行调）中两个事务也是交错执行的，由于其执行结果与串行调度度1 1（图（图（a a）的执行结果相同，所以是正确的调度。）的执行结果相同，所以是正确的调度。（a a）串行调度串行调度1(1(先先T1T1后后T2)T2)时间时间事务事务T1T1数据库中数据库中A A、B B的值的值事务事务T2T2t0 10 10、2 2t1检索检索B:B=2B:B=2t2修改修改:A:AB+1B+1t3写回写回A:A=3A:A=33 3、2 2t5检索检索A:A=3A:A=3t6修改修改:A AA+1A+1t7写回写回B:B=4B:B=4t8 3 3、4 4时间时间事务事务T

36、1T1数据库中数据库中A A、B B的值的值事务事务T2T2t0 1010、2 2t1检索检索A:A=10A:A=10t2修改修改B:BB:BA+1A+1t3 写回写回B:B=11B:B=11t5 1010、1111t6检索检索B:B=11B:B=11t7修改修改A:AA:AB+1B+1t8写回写回A:A=12A:A=12 1212、1111 （b）串行调度串行调度2(先先T2T2后后T1)T1)时间时间事务事务T1T1数据库中数据库中A A、B B的值的值事务事务T2T2t0 1010、2 2t1 检索检索B:B=2B:B=2t2 检索检索A:A=10A:A=10t3修改修改A:AA:AB+

37、1B+1 t5 写回写回A:A=3A:A=3t6 3 3、2 2修改修改B:BB:BA+1A+1t7写回写回B:B=11B:B=11t8 3 3、1111（c）不可串行化调度不可串行化调度(交交错执错执行行)时间时间事务事务T1T1数据库中数据库中A A、B B的值的值事务事务T2T2t0 1010、2 2t1 检索检索B:B=2B:B=2t2 等待等待t3修改修改A:AA:AB+1B+1 等待等待t5 写回写回A:A=3A:A=3 等待等待t6 3 3、2 2 检索检索A:A=3A:A=3t7修改修改B:BB:BA+1A+1t8 写回写回B:B=4B:B=4t9 3 3、4 4（d）可串行化

38、调度可串行化调度 (结果同结果同串行调度串行调度1 1)为为了保了保证证并行操作的正确性并行操作的正确性:DBMSDBMS的并行控制机制必的并行控制机制必须须提供一定的手段来提供一定的手段来 保保证调证调度是可串行化的。度是可串行化的。从从理理论论上上讲讲，在在某某一一事事务务执执行行时时禁禁止止其其他他事事务务执执行行的的调调度度策策略略一一定定是是可可串串行行化化的的调调度度，这这也也是是最最简简单单的的调调度度策策略略，但但这这种种方方法法实实际际上上是是不不可可行行的的，因因为为它它使使用用户户不不能能充充分共享数据分共享数据库资库资源。源。2 2可串行化调度定义可串行化调度定义:每个

39、事务中，语句的先后顺序在各种调度中始终保持一致。每个事务中，语句的先后顺序在各种调度中始终保持一致。在在这这个个前前提提下下:如如果果一一个个并并发发调调度度的的执执行行结结果果与与某某一一串串行行调调度度的的执执行行结结果果等等价价，那那么么这这个个并并发发调调度度称称为为“可可串串行行化化的的调调度度”，否否则则是不可串行化的调度。是不可串行化的调度。可串行性（可串行性（serializableserializable）是并是并发发事事务务正确性的唯一准正确性的唯一准则则。为为保保证证并行操作并行操作调调度的可串行性度的可串行性 目前目前DBMSDBMS普遍采用封普遍采用封锁锁方法来保方法

40、来保证调证调度的正确性，度的正确性，另外另外还还有其他一些方法有其他一些方法：时标时标方法、方法、乐观乐观方法等。方法等。三、封锁三、封锁 封封锁锁是是实现实现并并发发控制的一个非常重要的技控制的一个非常重要的技术术。封封锁锁：事事务务T T在在对对某个数据某个数据对对象象（表表或或记录记录等等）操作之前，操作之前，先向系先向系统发统发出出请请求，求，对对其加其加锁锁。加加锁锁后事后事务务T T对该对该数据数据对对象有了一定的控制，象有了一定的控制，在事在事务务T T释释放它的放它的锁锁之前之前,其他的事其他的事务务不能更新此数据不能更新此数据对对象。象。1 1、封、封锁类锁类型型 基本的封基

41、本的封锁类锁类型有两种：型有两种：排它排它锁锁（exclusive lock,exclusive lock,简记为简记为X X锁锁）;共享共享锁锁（share lock,share lock,简记为简记为S S锁锁）。）。排它排它锁锁(X X锁锁):):如果事务如果事务T T对某个数据实现对某个数据实现X X锁，那么其他事务锁，那么其他事务T T要要 等等T T解除解除X X锁以后，才能对这个数据进行封锁。锁以后，才能对这个数据进行封锁。也就是不也就是不 允许其他事务允许其他事务T T再对该数据加任何类型的锁。再对该数据加任何类型的锁。采采用用X X锁锁的的并并发发控控制制并并发发度度低低，只

42、只允允许许一一个个事事务务独独占占数据。而其他申请封锁的事务只能排队去等。数据。而其他申请封锁的事务只能排队去等。为为此此，降降低低要要求求，允允许许并并发发的的读读，就就引引入入了了共共享享型型封封锁锁（Shared LockShared Lock），这种锁简称为），这种锁简称为S S锁，又称为读锁。锁，又称为读锁。(2)(2)共享锁共享锁(S(S锁锁):):如如果果事事务务T T对对某某数数据据加加上上S S锁锁后后，仍仍允允许许其其他他事事务务再再对对该该数数据据加加S S锁锁，但但在在对对该该数数据据的的所所有有S S锁锁都都解解除除之之前前决决不允许任何事务对该数据加不允许任何事务对

43、该数据加X X锁。锁。相容矩阵相容矩阵:T2T2T1T1X S X S XXSS N N N N YY N N Y Y YY Y Y Y Y Y Y2、封锁粒度、封锁粒度X锁和锁和S锁都是加在某一个数据对象上的。锁都是加在某一个数据对象上的。封锁的对象可以是逻辑单元，也可以是物理单元。封锁的对象可以是逻辑单元，也可以是物理单元。在关系数据库中，封锁对象可以是在关系数据库中，封锁对象可以是:属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库等逻辑单元；也可以是页（数据页或索引页）、整个数据库等逻辑单元；也可以是页（数据页或索引页）、块等

44、物理单元。块等物理单元。封锁对象可以很大，比如对整个数据库加锁，也可以很小，封锁对象可以很大，比如对整个数据库加锁，也可以很小，比如只对某个属性值加锁。比如只对某个属性值加锁。封锁对象的大小称为封锁的粒度（封锁对象的大小称为封锁的粒度（granularitygranularity）。）。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，系统中能够被封锁的对象就越少，封锁的粒度越大，系统中能够被封锁的对象就越少，并发度也就越小，但同时系统开销也越小；并发度也就越小，但同时系统开销也越小；相反，封锁的粒度越小，并发度越高，但系统开销也就

45、越大。相反，封锁的粒度越小，并发度越高，但系统开销也就越大。因因此此，如如果果在在一一个个系系统统中中同同时时存存在在不不同同大大小小的的封封锁锁单单元元供供不不同同的事务选择使用是比较、理想的。的事务选择使用是比较、理想的。选选择择封封锁锁粒粒度度时时必必须须同同时时考考虑虑封封锁锁机机构构和和并并发发度度两两个个因因素素，对对系统开销与并发度进行权衡，以求得最优的效果。系统开销与并发度进行权衡，以求得最优的效果。一一般般说说来来，需需要要处处理理大大量量元元组组的的用用户户事事务务可可以以以以关关系系为为封封锁锁单单元元；需需要要处处理理多多个个关关系系的的大大量量元元组组的的用用户户事事

46、务务可可以以以以数数据据库库为为封封锁锁单单位位；而而对对于于一一个个处处理理少少量量元元组组的的用用户户事事务务，可可以以以以元元组组为为封封锁锁单单位位以以提提高并发度。高并发度。3、封锁协议、封锁协议封锁的目的是为了保证能够正确地调度并发操作。封锁的目的是为了保证能够正确地调度并发操作。在在运运用用X锁锁和和S锁锁这这两两种种基基本本封封锁锁，对对一一定定粒粒度度的的数数据据对对象象加加锁锁时时，还还需需要要约约定定一一些些规规则则，例例如如，应应何何时时申申请请X锁锁或或S锁锁、持持锁锁时时间间、何时释放等。称这些规则为封锁协议（何时释放等。称这些规则为封锁协议（1ockingprot

47、ocol）。）。对对封封锁锁方方式式规规定定不不同同的的规规则则，就就形形成成了了各各种种不不同同的的封封锁锁协协议议，它们分别在不同的程度上为并发操作的正确调度提供一定的保证。它们分别在不同的程度上为并发操作的正确调度提供一定的保证。（1）、保证数据一致性的封锁协议）、保证数据一致性的封锁协议 PXPX协议和协议和PXCPXC协议使用协议使用X X锁的规则。锁的规则。PXPX协议：协议：PXCPXC协议：协议：任何事务T在更新记录更新记录R R之前之前必须先执行必须先执行“XFIND R”XFIND R”操操 作，作，以获得对以获得对R R的的X X锁，才能读或写记录锁，才能读或写记录R R

48、；如果未获准如果未获准X X锁，那么锁，那么这个事务进入等待状态。这个事务进入等待状态。一直到获准X锁，事务才能继续做下去。（如果过早地解锁过早地解锁，有可能使其他事务读了未提交数据（且随后被回退），引起丢失其他事务的更新引起丢失其他事务的更新。PXPX协议加上协议加上X X锁的解除操作应该合并到事务的结锁的解除操作应该合并到事务的结 束束（COMMIT或ROLLBACK）操作中。（可解决丢失更新）（可解决丢失更新）等事务等事务T1T1更新完成后再执行事务更新完成后再执行事务T2T2：（：（可解决丢失更新）可解决丢失更新）时间时间事务事务T1T1数据库中数据库中A A的值的值事务事务T2T2t

49、0 1818t1加锁：加锁：XFIND AXFIND AT1T1加锁加锁t2XFIND AXFIND A（失败）失败）t3更新：更新：A:=A-1A:=A-1等待等待T4写回写回A=17:UPD AA=17:UPD A等待等待t51717等待等待t6COMMIT(COMMIT(包括解锁包括解锁)T1T1 解锁解锁等待等待t7T2T2 加锁加锁XFIND AXFIND A（重做）重做）t8更新：更新：A:=A-2A:=A-2t9写回写回A=15:UPD AA=15:UPD AT11515COMMIT(COMMIT(包包括括解解锁锁)PSPS协议和协议和PSCPSC协议协议使用使用S S锁的规则锁

50、的规则 PSPS协议：协议：PSCPSC协议：协议：任何要更新记录任何要更新记录R R的事务必须先执行的事务必须先执行“SFIND R”SFIND R”操作操作,以获得对以获得对R R的的S S锁锁.当事务获准对当事务获准对R R的的S S锁后锁后,若要更新记录若要更新记录R R必须用必须用 “UPDX UPDX R”R”操操作作，这这个个操操作作首首先先把把S S锁锁升升级级为为X X锁锁，若若成成功功则则更更新新 记录，否则这个事务进入等待队列。记录，否则这个事务进入等待队列。注意：获准注意：获准S S锁的锁事务只能读数据，不能更新数据，若要更锁的锁事务只能读数据，不能更新数据，若要更 新