数据库原理与应用教学课件09数据库保护技术.pptVIP

（5）多粒度锁 在对一个结点P请求锁时，必须判断该结点上是否存在不相容的锁 有可能是P上的显式锁 也有可能是P的上层结点导致的隐式锁 还有可能是P的下层结点中已存在的某个显式锁 理论上要有哪些信誉好的足球投注网站上面全部的可能情况，才能确定P上的锁请求能否成功 显然是低效的 引入意向锁 (Intension Lock) 解决这一问题 （6）意向锁 关系 块 元组 R B1 B2 B3 t1 t2 t3 （6）意向锁 IS锁（Intent Share Lock，意向共享锁，意向读锁） IX锁（Intent Exlusive Lock，意向排它锁，意向写锁） （6）意向锁 如果对某个结点加IS(IX)锁，则说明事务要对该结点的某个下层结点加S (X)锁； 对任一结点P加S(X)锁，必须先对从根结点到P的路径上的所有结点加IS(IX)锁 （6）意向锁 Want to exclusively lock t1 IX IX X （6）意向锁 意向锁协议： 事务在获得某个结点上的S锁之前必须首先获得上层结点的IS锁或更强的锁 事务在获得某结点上的X锁之前必须首先获得包含上层结点上的IX锁或更强的锁 锁强度：锁对其它锁的排斥性 SIX X IX S IS 强 弱 （6）意向锁 请求对结点P加锁时 如果要加的锁与该结点上所持有的最强的锁不相容，则不能加锁 否则可以加锁 从根结点开始往下加锁 本章小结 数据库保护技术概述 事务 数据库恢复技术 数据库完整性控制技术 数据库安全性控制技术 并发控制 * * 4、优先图 Example S = r2(A) r1(B) w2(A) r3(A) w1(B) w3(A) r2(B) w2(B) T1 T2 T3 4、优先图 Example S = r2(A) r1(B) w2(A) r2(B) r3(A) w1(B) w3(A) w2(B) T1 T2 T3 4、优先图 优先图与冲突可串性 给定一个调度S，构造S的优先图P(S)，若P(S)中无环，则S满足冲突可串性 证明：归纳法, see “H.Molina et al. Database System Implementation” 5、锁与可串性实现 What is a correct schedule? a serializable schedule! How to get a serializable schedule? Using locks 给定n个并发事务，确定一个可串化调度 （1）锁简介 scheduler T1 T2 lock table Two new actions: lock (exclusive): li (A) unlock: ui (A) （1）锁简介 锁协议(protocol): 使用锁的规则 Rule #1: Well-formed transactions Ti: … li(A) … pi(A) … ui(A) ... Rule #2 Legal scheduler S = …….. li(A) ………... ui(A) ……... no lj(A) （1）锁简介 S = r2(A) r1(B) w2(A) r2(B) w1(B) w2(B) S = l2(A) r2(A) l1(B) r1(B) w2(A) u2(A) l2(B) r2(B) w1(B) u1(B) w2(B) u2(B) Well-formed but illegal （2）两阶段锁(2PL) Two Phase Locking Ti = ……. li(A) ………... ui(A) ……... no unlocks no locks 事务在对任何数据进行读写之前，首先要获得该数据上的锁 在释放一个锁之后，事务不再获得任何锁 （2）两阶段锁(2PL) Get locks but not release locks Release locks but not get locks （2）两阶段锁(2PL) 两段式事务：遵守2PL协议的事务 定理 如果一个调度S中的所有事务都是两段式事务，则该调度是可串化调度 T1 T2 Tn Using 2PL Serializable Schedule （2）两阶段锁(2PL) 如果事务T只是读取X，也必须加锁，而且释放锁之前其它事务无法对X操作，影响数据库的并发性 解决方法 引入不同的锁，满足不同的要求 S Lock X Lock …… （3）排它锁 Exclusive Locks（X锁，也称写锁） X锁：若事务T对数据R加X锁，那么其它事务要等T释放X锁以后，才能获准对数据R进行封锁。只有获得R上的X锁的事务，才能对所封锁的数据进行 修改。 X锁协议 锁协议：使用锁时的规则。 如何加锁、如何释