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数据库原理与应用 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下而上的次序进行 例如：事务T1要对关系R1加S锁 要首先对数据库加IS锁 检查数据库和R1是否已加了不相容的锁(X或IX) 不再需要有哪些信誉好的足球投注网站和检查R1中的元组是否加了不相容的锁(X锁) 数据库原理与应用 意向锁（续） 具有意向锁的多粒度封锁方法 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 数据库原理与应用 第十一章 并发控制 11.1 并发控制概述 11.2 封锁 11.3 活锁和死锁 11.4 并发调度的可串行性 11.5 两段锁协议 11.6 封锁的粒度 11.7 小结 数据库原理与应用 11.7 小结 数据共享与数据一致性是一对矛盾 数据库的价值在很大程度上取决于它所能提供的数据共享度 数据共享在很大程度上取决于系统允许对数据并发操作的程度 数据并发程度又取决于数据库中的并发控制机制 数据的一致性也取决于并发控制的程度。施加的并发控制愈多，数据的一致性往往愈好 数据库原理与应用 小结（续） 数据库的并发控制以事务为单位 数据库的并发控制通常使用封锁机制 两类最常用的封锁 数据库原理与应用 小结（续） 并发控制机制调度并发事务操作是否正确的判别准则是可串行性 并发操作的正确性则通常由两段锁协议来保证。 两段锁协议是可串行化调度的充分条件，但不是必要条件 数据库原理与应用 小结（续） 对数据对象施加封锁，带来问题 活锁： 先来先服务 死锁： 预防方法 一次封锁法 顺序封锁法 死锁的诊断与解除 超时法 等待图法 */45 下课了。。。 休息一会儿。。。 证明：首先以两个并发事务 Tl 和T2为例，存在多个并发事务的情形可以类推。根据可串行化定义可知，事务不可串行化只可能发生在下列两种情况：( l ）事务 Tl 写某个数据对象 A ，T2读或写 A ; ( 2 ）事务 Tl 读或写某个数据对象 A ，T2写 A 。下面称 A 为潜在冲突对象。设 Tl 和T2访问的潜在冲突的公共对象为{A1，A2 … ， An ｝。不失一般性，假设这组潜在冲突对象中 X ＝(A 1 , A2 ， … ， Ai ｝均符合情况 1 。 Y ＝{A i + 1 ， … ， An ｝符合所情况（ 2 ）。 VX ∈ x , Tl 需要 XlockX ① T2 需要 Slockx 或 Xlockx ②1 ）如果操作 ① 先执行，则 Tl 获得锁，T2等待由于遵守两段锁协议， Tl 在成功获得 x 和 Y 中全部对象及非潜在冲突对象的锁后，才会释放锁。这时如果存在 w ∈ x 或 Y ，T2已获得 w 的锁，则出现死锁；否则， Tl 在对 x 、 Y 中对象全部处理完毕后，T2才能执行。这相当于按 Tl 、T2的顺序串行执行，根据可串行化定义， Tl 和几的调度是可串行化的。 2 ）操作 ② 先执行的情况与（ l ）对称因此，若并发事务遵守两段锁协议，在不发生死锁的情况下，对这些事务的并发调度一定是可串行化的。证毕。 * * 数据库原理与应用 11.4.2 冲突可串行化调度 可串行化调度的充分条件 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 一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度 数据库原理与应用 冲突可串行化调度（续） 冲突操作 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(Swap) 数据库原理与应用 冲突可串行化调度（续） ［例］今有调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B) 把w2(A)与r1(B)w1(B)交换，得到： r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B) 再把r2(A)与r1(B)w1(B)交换： 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，Sc1冲突可串行化的调度 数据库原理与应用 冲突可串行化调度（续） 冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件，不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。 [例]有3个事务 T1=W1(Y)W1(