前言
數(shù)據(jù)庫技術(shù)是計算機科學(xué)技術(shù)中發(fā)展最快，應(yīng)用最廣的技術(shù)之一，它是專門研究如何科學(xué)的組織和存儲數(shù)據(jù)，如何高效地獲取和處理數(shù)據(jù)的技術(shù)。它已成為各行各業(yè)存儲數(shù)據(jù)、管理信息、共享資源和決策支持的最先進，最常用的技術(shù)。
當(dāng)前互聯(lián)網(wǎng)+與大數(shù)據(jù)，一切都建立在數(shù)據(jù)庫之上，以數(shù)據(jù)說話，首先需要聚集數(shù)據(jù)、分析數(shù)據(jù)和管理數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)庫技術(shù)已成為各種計算機系統(tǒng)的核心技術(shù)。數(shù)據(jù)庫相關(guān)知識也已成為每個人必須掌握的知識。
一、并發(fā)控制概述
允許多個用戶同時使用的數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)稱為多用戶數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)。例如飛機訂票數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)、銀行數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)等都是多用戶數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)。在這樣的系統(tǒng)中，在同一時刻并發(fā)運行的事務(wù)數(shù)可達數(shù)百個。
事務(wù)可以一個一個地串行執(zhí)行，即每個時刻只有一個事務(wù)運行，其他事務(wù)必須等到這個事務(wù)結(jié)束以后方能運行。事務(wù)在執(zhí)行過程中需要不同的資源，有時需要CPU，有時需要存取數(shù)據(jù)庫，有時需要I/O，有時需要通信。如果事務(wù)串行執(zhí)行，則許多系統(tǒng)資源將處于空閑狀態(tài)。因此，為了充分利用系統(tǒng)資源發(fā)揮數(shù)據(jù)庫共享資源的特點，應(yīng)該允許多個事務(wù)并行地執(zhí)行
如下：設(shè)T1，T2，T3是如下三個事務(wù)，其中R為數(shù)據(jù)庫中某個數(shù)據(jù)項，設(shè)R的初值為0。
T1：R：= R+5
T2：R：= R*3
T3：R：= 2
若允許三個事務(wù)并行執(zhí)行，我們可以列出所有可能的正確結(jié)果。
（1）T1-T2-T3： R=2
（2）T1-T3-T2： R=6
（3）T2-T1-T3： R=2
（4）T2-T3-T1： R=7
（5）T3-T1-T2： R=21
（6）T3-T2-T1： R=11
二、數(shù)據(jù)庫的不一致問題
事務(wù)并發(fā)執(zhí)行帶來的問題：會產(chǎn)生多個事務(wù)同時存取同一數(shù)據(jù)的情況；可能會存取和存儲不正確的數(shù)據(jù)，破壞事務(wù)一致性和數(shù)據(jù)庫的一致性
舉個例子，說明并發(fā)操作帶來的數(shù)據(jù)不一致問題：
在飛機訂票系統(tǒng)中的一個活動序列
1．甲售票點(T1)讀出某航班的機票余額A，設(shè)A=100；
2．乙售票點(T2)讀出同一航班的機票余額A，也為100；
3．甲售票點賣出十張機票，修改余額A←A-10，所以A為90，把A寫回數(shù)據(jù)庫；
4．乙售票點也賣出十張機票，修改余額A←A-10，所以A為90，把A寫回數(shù)據(jù)庫。
結(jié)果賣出二十張機票，數(shù)據(jù)庫中機票余額只減少10。造成這種情況的原因是第4步中乙事務(wù)修改A并寫回后覆蓋了甲事務(wù)的修改。
我們把這種情況稱為數(shù)據(jù)這種情況稱為數(shù)據(jù)庫的不一致性，是由并發(fā)操作引起的。在并發(fā)操作情況下，對甲、乙兩個事務(wù)的操作序列的調(diào)度是隨機的。若按上面的調(diào)度序列執(zhí)行，甲事務(wù)的修改就被丟失。
當(dāng)并發(fā)事物以不受控制的方式進行執(zhí)行時，可能會出現(xiàn)一些問題。并發(fā)操作帶來的數(shù)據(jù)不一致性包括三類：丟失更新問題（Lost Update），不可重復(fù)讀問題（Non-repeatable Read）和讀“臟”數(shù)據(jù)問題（Dirty Read）。
2.1 丟失更新問題
當(dāng)兩個事物訪問相同的數(shù)據(jù)庫項時就會出現(xiàn)丟失更新的問題，使得某些數(shù)據(jù)庫項的值會不正確。換句話說，如果事務(wù)T1和事務(wù)T2都是先讀一條記錄，然后進行修改，那么第一個更新的影響將被第二個更新所覆蓋。上面的飛機訂票的例子就屬此類
| 事務(wù)T1 | 事務(wù)T2 | |
|---|---|---|
| 1 | 讀A=100 | |
| 2 | A=100 | |
| 3 | A=A-10,寫回A=90 | |
| 4 | A=A-10,寫回A=90 |
從這個表中可以觀察到，當(dāng)?shù)诙€事務(wù)T2開始讀取A的值時，第一個事務(wù)T1還沒有提交。因此，事務(wù)T2仍然是在A=100這個值上進行操作，得到結(jié)果A=90。同時，事務(wù)T1將A=90這個值寫回到磁盤存儲中，這樣它就立即被事務(wù)T2重寫了。因此，在整個過程中丟失了賣出10張票
2.2 不可重復(fù)讀問題
當(dāng)某個事務(wù)在一些數(shù)據(jù)集上計算一些匯總（集合）函數(shù)，而其他的事務(wù)正在修改這些數(shù)據(jù)時就會出現(xiàn)不可重復(fù)讀（或者更新不一致的檢索）問題。這個問題是事務(wù)可能在一些數(shù)據(jù)被更改之前讀取而另一些數(shù)據(jù)是在被更改之后讀取，因此產(chǎn)生了不一致的結(jié)果。在不可重復(fù)讀中，事務(wù)T1讀取一個記錄，然后在事務(wù)T2更改這個記錄時進行一些其他的處理?，F(xiàn)在，如果事物T1重新讀取這個記錄，則新的值將和之前的值不一致。
不可重復(fù)讀包括三種情況：
（1）事務(wù)T1讀取某一數(shù)據(jù)后，事務(wù)T2對其做了修改，當(dāng)事務(wù)T1再次讀該數(shù)據(jù)時，得到與前一次不同的值。
（2）事務(wù)T1按一定條件從數(shù)據(jù)庫中讀取了某些數(shù)據(jù)記錄后，事務(wù)T2刪除了其中部分記錄，當(dāng)T1再次按相同條件讀取數(shù)據(jù)時，發(fā)現(xiàn)某些記錄消失了。
（3）事務(wù)T1按一定條件從數(shù)據(jù)庫中讀取某些數(shù)據(jù)記錄后，事務(wù)T2插入了一些記錄，當(dāng)T1再次按相同條件讀取數(shù)據(jù)時，發(fā)現(xiàn)多了一些記錄。
后兩種不可重復(fù)讀有時也稱為幻影現(xiàn)象（Phantom Row）
| 事務(wù)T1 | 事務(wù)T2 | |
|---|---|---|
| 1 | 讀A=100，B=200，求和A+B=300 | |
| 2 | 讀B=200，B=B*2，B=400 | |
| 3 | 讀A=100，B=400，求和A+B=500(驗算結(jié)果不對) |
2.3 讀“臟”數(shù)據(jù)問題
當(dāng)一個事務(wù)修改數(shù)據(jù)，卻由于某些原因使得事務(wù)失敗了，而被修改的數(shù)據(jù)庫項在被修改回原來的原始值之前又被其他的事務(wù)訪問了，這是就會出現(xiàn)讀“臟”數(shù)據(jù)的問題。
也就是說，事務(wù)T1修改某一數(shù)據(jù)，并將其寫回磁盤，事務(wù)T2讀取同一數(shù)據(jù)后，T1由于某種原因被撤銷，這時T1已修改過的數(shù)據(jù)恢復(fù)原值，T2讀到的數(shù)據(jù)就與數(shù)據(jù)庫中的數(shù)據(jù)不一致，T2讀到的數(shù)據(jù)就為“臟”數(shù)據(jù)，即不正確的數(shù)據(jù)。
| 事務(wù)T1 | 事務(wù)T2 | |
|---|---|---|
| 1 | 讀A=100，A=A*2，A=200 | |
| 2 | 讀A=200 | |
| 3 | ROLLBACK，A恢復(fù)為100 |
三、封鎖
封鎖是并發(fā)控制中的加鎖方法，是實現(xiàn)并發(fā)控制的一個非常重要的技術(shù)。
鎖是與數(shù)據(jù)項有關(guān)的一個變量，它描述了數(shù)據(jù)項的狀態(tài)，這個狀態(tài)反映了在數(shù)據(jù)項上可進行的操作。它防止第二個事務(wù)在第一個事務(wù)完成它全部活動之前，對數(shù)據(jù)庫記錄進行訪問。
打個比方，事務(wù)T在對某個數(shù)據(jù)對象例如表、記錄等操作之前，先向系統(tǒng)發(fā)出請求，對其加鎖。加鎖后事務(wù)T就對該數(shù)據(jù)對象有了一定的控制，在事務(wù)T釋放它的鎖之前，其他的事務(wù)不能更新此數(shù)據(jù)對象。
通常，在數(shù)據(jù)庫中每個數(shù)據(jù)項都有一個鎖。鎖作為同步化并發(fā)事務(wù)對數(shù)據(jù)庫訪問的一種手段而被廣泛使用。因此，封鎖模式用于允許并發(fā)執(zhí)行兼容的操作。換句話說，可交換的活動是兼容的。封鎖是并發(fā)控制最常使用的形式，而且它也是大多數(shù)應(yīng)用程序所選擇的方法。
基本的封鎖類型有兩種: 排他鎖(Exclusive Locks，簡稱X鎖，也稱寫鎖) 和共享鎖(Share Locks，簡稱S鎖，也稱讀鎖)。
3.1 排他鎖
排他鎖又稱為寫鎖。若事務(wù)T對數(shù)據(jù)對象A加上X鎖，則只允許T讀取和修改A，其他任何事務(wù)都不能再對A加任何類型的鎖，直到T釋放A上的鎖。這就保證了其他事務(wù)在T釋放A上的鎖之前不能再讀取和修改A。
3.2 共享鎖
共享鎖又稱為讀鎖。若事務(wù)T對數(shù)據(jù)對象A加上S鎖，則事務(wù)T可以讀A但不能修改A，其他事務(wù)只能再對A加S鎖，而不能加X鎖，直到T釋放A上的S鎖。這就保證了其他事務(wù)可以讀A，但在T釋放A上的S鎖之前不能對A做任何修改。
| T1\T2 | X | S | 無鎖 |
|---|---|---|---|
| X | N | N | Y |
| S | N | Y | Y |
| 無鎖 | Y | Y | Y |
如表所示，最左邊一列表示事務(wù)T1已經(jīng)獲得的數(shù)據(jù)對象上的鎖的類型。最上面一行表示另一事務(wù)T2對同一數(shù)據(jù)對象發(fā)出的封鎖請求。T2的封鎖請求能否被滿足用矩陣中的Y和N表示，Y表示事務(wù)T2的封鎖要求與T1已持有的鎖相容，封鎖請求可以滿足，N表示T2的封鎖請求與T1已持有的鎖沖突，T2的請求被拒絕。
四、封鎖協(xié)議
在運用X鎖和S鎖這兩種基本鎖對數(shù)據(jù)對象加鎖時，還需要約定一些規(guī)則，例如何時申請X鎖或S鎖、持鎖時間、何時釋放等。這些規(guī)則被稱為封鎖協(xié)議（Locking Protocol）。對封鎖方式規(guī)定不同的規(guī)則，就形成了各種不同的封鎖協(xié)議。下面介紹三級封鎖協(xié)議。
4.1 一級封鎖協(xié)議
一級封鎖協(xié)議是：事務(wù)T在修改數(shù)據(jù)R之前必須先對其加X鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。事務(wù)結(jié)束包括正常結(jié)束（COMMIT）和非正常結(jié)束（ROLLBACK）。
一級封鎖協(xié)議可防止丟失修改，并保證事務(wù)T是可恢復(fù)的，在一級封鎖協(xié)議中，如果僅僅是讀數(shù)據(jù)不對其進行修改，是不需要加鎖的，所以它不能保證可重復(fù)讀和不讀“臟”數(shù)據(jù)。
4.2 二級封鎖協(xié)議
二級封鎖協(xié)議是：在一級封鎖協(xié)議基礎(chǔ)上，事務(wù)T在讀取數(shù)據(jù)R之前必須先對其加S鎖，讀完后即可釋放S鎖。
二級封鎖協(xié)議除防止了丟失修改，還可進一步防止讀“臟”數(shù)據(jù)。在二級封鎖協(xié)議中，由于讀完數(shù)據(jù)后即可釋放S鎖，所以它不能保證可重復(fù)讀。
4.3 三級封鎖協(xié)議
三級封鎖協(xié)議是：在一級封鎖協(xié)議基礎(chǔ)上，事務(wù)T在讀取數(shù)據(jù)R之前必須先對其加S鎖，直到事務(wù)結(jié)束才釋放。
三級封鎖協(xié)議除防止了丟失修改和讀“臟”數(shù)據(jù)外，還進一步防止了不可重復(fù)讀。
上述三級協(xié)議的主要區(qū)別在于什么操作需要申請封鎖，以及何時釋放鎖(即持鎖時間)。
五、活鎖和死鎖
和操作系統(tǒng)一樣，封鎖的方法可能引起活鎖和死鎖。死鎖(DeadLock)和活鎖(LiveLock)是并發(fā)應(yīng)用程序經(jīng)常發(fā)生的問題，也是多線程編程中的重要概念。以下是對死鎖和活鎖的形象描述。
現(xiàn)有一條路，兩個人寬，從兩個相對的方向迎面走來兩個人A和B。
死鎖的情況： A和B兩個人都不愿意給對方讓路，所以A和B都在等對方先讓路，導(dǎo)致誰也過不去。
活鎖的情況：A和B兩個人都主動給別人讓路。A往左移，同時B往右移；A往右移，同時B往左移。 A和B在移動的時候，同時擋住對方，導(dǎo)致誰也過不去。
5.1 活鎖
如果事務(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù)R，事務(wù)T2又請求封鎖R，于是T2等待。T3也請求封鎖R，當(dāng)T1釋放了R上的封鎖之后系統(tǒng)首先批準(zhǔn)了T3的請求，T2仍然等待。然后T4又請求封鎖R，當(dāng)T3釋放了R上的封鎖之后系統(tǒng)又批準(zhǔn)了T4的請求……，T2有可能永遠等待，這就是活鎖（LiveLock）的情形。
| T1 | T2 | T3 | T4 |
|---|---|---|---|
| Lock R | … | … | … |
| … | Lock R | … | … |
| … | 等待 | Lock R | … |
| … | 等待 | 等待 | Lock R |
| Unlock | 等待 | Lock R | 等待 |
| … | 等待 | … | 等待 |
| … | 等待 | Unlock | 等待 |
| … | 等待 | … | Lock R |
| … | 等待 | … | … |
避免活鎖的簡單方法是采用先來先服務(wù)的策略。當(dāng)多個事務(wù)請求封鎖同一數(shù)據(jù)對象時，封鎖子系統(tǒng)按請求封鎖的先后次序?qū)κ聞?wù)排隊，數(shù)據(jù)對象上的鎖一旦釋放就批準(zhǔn)申請隊列中第一個事務(wù)獲得鎖。
5.2 死鎖
死鎖（DeadLock）是集合中的兩個（或多個）事務(wù)同時等待集合中的其他事務(wù)釋放鎖的情況。所有的事務(wù)都不能繼續(xù)執(zhí)行了，因為集合中的每個事務(wù)都在一個等待隊列中，等待集合中的一個其他事物釋放數(shù)據(jù)項上的鎖。
| T1 | T2 |
|---|---|
| Lock R1 | … |
| … | Lock R2 |
| … | … |
| Lock R2 | … |
| 等待 | … |
| 等待 | Lock R1 |
| 等待 | … |
| … | … |
| … | … |
如果事務(wù)T1封鎖了數(shù)據(jù)R1，T2封鎖了數(shù)據(jù)R2，然后T1又請求封鎖R2，因T2已封鎖了R2，于是T1等待T2釋放R2上的鎖。接著T2又申請封鎖R1，因T1已封鎖了R1，T2也只能等待T1釋放R1上的鎖。這樣就出現(xiàn)了T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2兩個事務(wù)永遠不能結(jié)束，形成死鎖。死鎖也成為循環(huán)等待情形，這里兩個事物互相等待（直接或間接）資源。因此在死鎖中，兩個事物互相排斥訪問下一個所需的記錄來完成它們的事務(wù)，也稱為死亡擁抱（Deadly Embrace）。
5.3 死鎖的檢測和預(yù)防
死鎖檢測是由DBMS實現(xiàn)的一個定期檢測，以確定是否由于某些原因使得事務(wù)的等待時間超過了預(yù)定限制的情況。死鎖出現(xiàn)的頻率主要與查詢負荷以及數(shù)據(jù)庫的物理組織有關(guān)。為了計算死鎖的發(fā)生頻率，Gray在1981年提出了每秒產(chǎn)生的死鎖是多個程序的個數(shù)的平方和事務(wù)大小的四次方的論斷。檢測和預(yù)防死鎖的基本模式有如下三種：
（1）從不允許死鎖發(fā)生（死鎖預(yù)防）
（2）當(dāng)某事物被阻塞時檢測死鎖（死鎖檢測）
（3）定期地檢查死鎖（死鎖避免）
六、并發(fā)調(diào)度的可串行性
多個事務(wù)的并發(fā)執(zhí)行是正確的，當(dāng)且僅當(dāng)其結(jié)果與按某一次序串行地執(zhí)行它們時的結(jié)果相同，我們稱這種調(diào)度策略為可串行化（Serializable）的調(diào)度。
可串行性（Serializability）： 是并發(fā)事務(wù)正確性的準(zhǔn)則。按這個準(zhǔn)則規(guī)定，一個給定的并發(fā)調(diào)度，當(dāng)且僅當(dāng)它是可串行化的，才認為是正確調(diào)度。
現(xiàn)在有兩個事務(wù)，A和B的初始值均為2：
事務(wù)T1：讀B；A=B+1；寫回A
事務(wù)T2：讀A；B=A+1；寫回B
分別按照T1至T2和T2至T1給出這兩個事務(wù)不同的調(diào)度策略
串行調(diào)度A
| T1 | T2 |
|---|---|
| Slock B | |
| Y=R(B)=2 | |
| Unlock B | |
| Xlock A | |
| A=Y+1=3 | |
| W(A) | |
| Unlock A | |
| Slock A | |
| X=R(A)=3 | |
| Unlock A | |
| Xlock B | |
| BX+1=4 | |
| W(B) | |
| Unlock B |
串行調(diào)度B
| T1 | T2 |
|---|---|
| Slock A | |
| X=R(A)=2 | |
| Unlock A | |
| Xlock B | |
| BX+1=3 | |
| W(B) | |
| Unlock B | |
| Slock B | |
| Y=R(B)=3 | |
| Unlock B | |
| Xlock A | |
| A=Y+1=4 | |
| W(A) | |
| Unlock A |
不可串行化的調(diào)度C
| T1 | T2 |
|---|---|
| Slock B | |
| Y=R(B)=2 | |
| Slock A | |
| X=R(A)=2 | |
| Unlock B | |
| Unlock A | |
| Xlock A | |
| A=Y+1=3 | |
| W(A) | |
| Xlock B | |
| B=X+1=3 | |
| W(B) | |
| Unlock A | |
| Unlock B |
可串行化的調(diào)度D
| T1 | T2 |
|---|---|
| Slock B | |
| Y=R(B)=2 | |
| Unlock B | |
| Xlock A | |
| Slock A | |
| A=Y+1=3 | 等待 |
| W(A) | 等待 |
| Unlock A | 等待 |
| X=R(A)=3 | |
| Unlock A | |
| Xlock B | |
| B=X+1=4 | |
| W(B) | |
| Unlock B |
為了保證并發(fā)操作的正確性，DBMS的并發(fā)控制機制必須提供一定的手段來保證調(diào)度是可串行化的。
從理論上講，在某一事務(wù)執(zhí)行時禁止其他事務(wù)執(zhí)行的調(diào)度策略一定是可串行化的調(diào)度，這也是最簡單的調(diào)度策略。但這種方法實際上是不可取的，因為它使得用戶不能充分共享數(shù)據(jù)庫資源。目前DBMS普遍采用封鎖方法實現(xiàn)并發(fā)操作調(diào)度的可串行性，從而保證調(diào)度的正確性。
兩段鎖（Two-Phase Locking，簡稱2PL）協(xié)議就是保證并發(fā)調(diào)度可串行性的封鎖協(xié)議。除此之外還有其他一些方法，如時間方法、樂觀方法等來保證調(diào)度的正確性。
七、兩段鎖協(xié)議
兩段鎖協(xié)議(Two-Phase Locking，簡稱2PL) 是控制并發(fā)處理的一個方法或一個協(xié)議。在兩段鎖中，所有的封鎖操作都在第一個解鎖操作之前。因此，如果事務(wù)中的所有加鎖操作（比如read_lock、write_lock）都在第一個解鎖操作之前，則稱此事務(wù)是遵循兩段鎖協(xié)議的。
所謂兩段鎖協(xié)議是指所有事務(wù)必須分兩個階段對數(shù)據(jù)項加鎖和解鎖。在對任何數(shù)據(jù)進行讀、寫操作之前，首先要申請并獲得對該數(shù)據(jù)的封鎖；在釋放一個封鎖之后，事務(wù)不再申請和獲得任何其他封鎖。
事務(wù)分為兩個階段，第一階段是獲得封鎖，也稱為增長階段，在這個階段事務(wù)獲得所有需要的鎖而不釋放任何數(shù)據(jù)上的鎖。一旦獲得了所有的鎖，事務(wù)就處在它的鎖定點。第二階段是釋放封鎖，也稱為收縮階段，在這個階段事務(wù)釋放全部的鎖，并且不能再獲得任何新鎖。
上述兩階段鎖有下述規(guī)則保證：
（1）兩個事務(wù)不能有沖突的鎖。
（2）在同一個事務(wù)中，任何解鎖操作都不能在加鎖操作之前。
（3）在獲得所有的鎖之前不影響任何數(shù)據(jù)，即在事務(wù)處于它的鎖定點時才能影響數(shù)據(jù)
事務(wù)T1遵守兩段鎖協(xié)議，其封鎖序列是 ：
Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlock C；
事務(wù)T2不遵守兩段鎖協(xié)議，其封鎖序列是：
Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B；
八、鎖的粒度
數(shù)據(jù)庫基本上是作為命名的數(shù)據(jù)項的集合，由并發(fā)控制程序選擇的作為保護單位的數(shù)據(jù)項的大小稱為粒度（Granularity）。
封鎖對象可以是邏輯單元，也可以是物理單元。
粒度是由并發(fā)控制子系統(tǒng)控制的獨立的數(shù)據(jù)單位，在基于鎖的并發(fā)控制機制中，粒度是一個可加鎖單位。鎖的粒度表明加鎖使用的級別。在最通常的情況下，鎖的粒度是數(shù)據(jù)頁。大多數(shù)商業(yè)數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)都提供了不同的加鎖粒度。加鎖可以發(fā)生在下述級別上：
- 數(shù)據(jù)庫級
- 表級 頁級
- 行（元組）級
- 屬性（字段）級
8.1 數(shù)據(jù)庫級鎖
在數(shù)據(jù)庫級鎖上，整個數(shù)據(jù)庫被加鎖。因此，在事務(wù)T1執(zhí)行期間拒絕事務(wù)T2使用數(shù)據(jù)庫中的任何表。
8.2 表級鎖
在表級鎖上，對整個表進行加鎖。因此，在事務(wù)T1使用這個表時拒絕事務(wù)T2訪問表中的任何行（元組）。如果某個事務(wù)希望訪問一些表，則每個表都被加鎖。但兩個事物可以訪問相同的數(shù)據(jù)庫，只要它們訪問的表不同即可。
表級鎖的限制比數(shù)據(jù)庫級鎖少，但當(dāng)有很多事務(wù)等待訪問相同的表時會引起阻塞，尤其是當(dāng)事務(wù)需要訪問相同表的不同部分而且彼此沒有相互干擾時，這個條件就成為一個問題。表級鎖不適合多用戶DBMS。
8.3 頁級鎖
在頁級鎖上，整個磁盤頁（或磁盤塊）被加鎖。一個表能夠跨多個頁，而一個頁也可以包含一個或者多個表的若干行（元組）。
頁級鎖最適合多用戶DBMS。
8.4行級鎖
在行級鎖上，對特定的行（或元組）進行加鎖，對數(shù)據(jù)庫中的每個表的每一行進行加鎖。DBMS允許并發(fā)事務(wù)訪問同一個表的不同行，即使這些行位于相同的頁上。
行級鎖比數(shù)據(jù)庫級鎖、表級鎖或頁級鎖的限制要少很多，行級鎖提高了數(shù)據(jù)的可獲得性，但是對于行級鎖的管理需要很高的成本。
8.5 屬性（或字段）級鎖
在屬性級鎖上，對特定的屬性（或字段）進行加鎖。屬性級鎖允許并發(fā)事務(wù)訪問相同的行，只要這些事務(wù)是訪問行中的不同屬性即可。
屬性集鎖為多用戶數(shù)據(jù)訪問產(chǎn)生了最大的靈活性，但它需要很高的系統(tǒng)開銷。
九、并發(fā)控制的時間戳方法
時間戳是由DBMS創(chuàng)建的唯一標(biāo)識符，用于表示事務(wù)的相對啟動時間。時間戳可以看成是事務(wù)的啟動時間。由此，時間戳是并發(fā)控制的一個方法，在這個方法中，每個事務(wù)被賦予一個事務(wù)時間戳。事務(wù)時間戳是一個單調(diào)增長的數(shù)字，它通常是基于系統(tǒng)時鐘的。事務(wù)被管理成按時間戳順序進行，時間戳也可以通過每當(dāng)新事務(wù)啟動時增加一個局部計數(shù)器的方法產(chǎn)生，時間戳的值產(chǎn)生一個顯式的順序，這個順序是事務(wù)提交給DBMS的順序。時間戳必須有兩個性質(zhì)，即唯一性和單調(diào)性。唯一性假設(shè)不存在相同的時間戳值，單調(diào)性假設(shè)時間戳值總是增加的。在相同事務(wù)中對數(shù)據(jù)庫的Read和Write操作必須有相同的時間戳。DBMS按時間戳順序執(zhí)行沖突操作，因此確保了事務(wù)的可串行性。如果兩個事物沖突了，則通常是停止一個事務(wù)，重新調(diào)度這個事務(wù)并賦予一個新的時間戳值。
9.1 粒度時間戳
粒度時間戳是最后一個事務(wù)訪問它的時間戳的一個記錄，一個活動事務(wù)訪問的每個粒度必須有一個粒度時間戳?？梢员Ａ糇詈笠粋€讀和寫訪問的每個記錄。如果它們的存儲包括粒度，粒度時間戳可能對讀訪問引起額外的寫操作。粒度時間戳表中的每一項由粒度標(biāo)識符和事物時間戳組成，同時維護從表中刪除的包含最大（最近的）粒度時間戳的記錄。對粒度時間戳的查找可以使用粒度標(biāo)識符，也可以使用最大被刪除的時間戳。
9.2 時間戳排序
下述是基于時間戳的并發(fā)控制方法中的三個基本算法：
（1）總時間戳排序
總時間戳排序算法依賴于在時間戳排序中對訪問粒度的維護，他是在沖突訪問中終止一個事務(wù)。讀和寫的訪問之間沒有區(qū)別。因此，對每個粒度時間戳來說只需要一個值。
（2）部分時間戳排序
只排序不可交換的活動來提高總的時間戳排序。在這種情況下，同時存儲讀和寫粒度時間戳。這個算法允許比最后一個更改粒度的事務(wù)晚的任何事務(wù)讀取粒度。如果某個事務(wù)試圖更改之前已經(jīng)被事務(wù)訪問的粒度，則終止此事務(wù)。部分時間戳排序算法比總時間戳排序算法終止的事務(wù)少，但是其代價是需要存儲粒度時間戳的額外空間。
（3）多版本時間戳排序
此算法存儲幾個被更改粒度的版本，允許事務(wù)為它訪問的所有粒度查看一致的版本集合。因此，這個算法降低了重新啟動那些有寫—寫沖突的事務(wù)而產(chǎn)生的沖突。每次對粒度的更新都創(chuàng)建一個新的版本，這個版本包含相關(guān)的粒度時間戳。因此，多版本的時間戳等于或只剛剛小于此事務(wù)的時間戳。
9.3 解決時間戳中的沖突
為處理時間戳算法中的沖突，讓包含在沖突中的一些事務(wù)等待并終止其他的一些事務(wù)。下面是時間戳中主要的沖突解決策略：
等待—死亡（Wait-Die）： 如果新的事務(wù)已經(jīng)首先訪問了粒度的話，則舊的事務(wù)等待新的事務(wù)。如果新的事務(wù)試圖在舊的并發(fā)事務(wù)之后訪問粒度，則新的事務(wù)被終止（死亡）并重新啟動。
受傷—等待（Wound-Wait）： 如果新的事務(wù)試圖在舊的并發(fā)事務(wù)之后訪問一個粒度，則先懸掛（受傷）新的事務(wù)。如果新的事務(wù)已經(jīng)訪問了兩者都希望的粒度的話，則舊的事務(wù)將等待新的事務(wù)提交。
終止事務(wù)的處理是沖突解決方案中一個重要的方面。在這種情況下，被終止的事務(wù)是正在請求訪問的事務(wù)，這個事務(wù)必須用一個新的時間戳重新啟動。如果與其他事務(wù)有沖突的話，事務(wù)有可能被重復(fù)終止。由于出現(xiàn)沖突而使得之前的訪問粒度被終止的事務(wù)可以用相同的時間戳重新啟動，通過消除出現(xiàn)事務(wù)被持續(xù)地關(guān)在外面的可能性，這種方法將獲得高的優(yōu)先權(quán)。
9.4 時間戳的缺點
（1）存儲在數(shù)據(jù)庫中的每個值需要兩個附加的時間戳字段，一個用于存儲最后讀此字段（屬性）的時間，另一個用于存儲最后更改此字段的時間。文章來源：http://www.zghlxwxcb.cn/news/detail-411607.html
（2）它增加了內(nèi)存需求以及處理數(shù)據(jù)庫的開銷。文章來源地址http://www.zghlxwxcb.cn/news/detail-411607.html
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