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基本封锁类型 一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制由封锁的类型决定。 基本封锁类型 排它锁（Exclusive Locks，简记为X锁） 共享锁（Share Locks，简记为S锁） An Introduction to Database System 排它锁 排它锁又称为写锁 若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁 保证其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A An Introduction to Database System 共享锁 共享锁又称为读锁 若事务T对数据对象A加上S锁，则其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁 保证其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改 An Introduction to Database System 锁的相容矩阵 An Introduction to Database System Y=Yes，相容的请求 N=No，不相容的请求 T2 T1 X S - X N N Y S N Y Y - Y Y Y 锁的相容矩阵（续） 在锁的相容矩阵中： 最左边一列表示事务T1已经获得的数据对象上的锁的类型，其中横线表示没有加锁。 最上面一行表示另一事务T2对同一数据对象发出的封锁请求。 T2的封锁请求能否被满足用矩阵中的Y和N表示 Y表示事务T2的封锁要求与T1已持有的锁相容，封锁请求可以满足 N表示T2的封锁请求与T1已持有的锁冲突，T2的请求被拒绝 An Introduction to Database System 使用封锁机制解决丢失修改问题 T1 T2 ① Xlock A ② R(A)=16 Xlock A ③ A←A-1 等待 W(A)=15 等待 Commit 等待 Unlock A 等待 ④ 获得Xlock A R(A)=15 A←A-1 ⑤ W(A)=14 Commit Unlock A 例： 事务T1在读A进行修改之前先对A加X锁 当T2再请求对A加X锁时被拒绝 T2只能等待T1释放A上的锁后T2获得对A的X锁 这时T2读到的A已经是T1更新过的值15 T2按此新的A值进行运算，并将结果值A=14送回到磁盘。避免了丢失T1的更新。 没有丢失修改 使用封锁机制解决不可重复读问题 T1 T2 ① Slock A Slock B R(A)=50 R(B)=100 求和=150 ② Xlock B 等待 等待 ③ R(A)=50 等待 R(B)=100 等待 求和=150 等待 Commit 等待 Unlock A 等待 Unlock B 等待 ④ 获得XlockB R(B)=100 B←B*2 ⑤ W(B)=200 Commit Unlock B 事务T1在读A，B之前，先对A，B加S锁 其他事务只能再对A，B加S锁，而不能加X锁，即其他事务只能读A，B，而不能修改 当T2为修改B而申请对B的X锁时被拒绝只能等待T1释放B上的锁 T1为验算再读A，B，这时读出的B仍是100，求和结果仍为150，即可重复读 T1结束才释放A，B上的S锁。T2才获得对B的X锁 可重复读 使用封锁机制解决读“脏”数据问题 T1 T2 ① Xlock C R(C)=100 C←C*2 W(C)=200 ② Slock C 等待 ③ ROLLBACK 等待 (C恢复为100) 等待 Unlock C 等待 ④ 获得Slock C R(C)=100 ⑤ Commit C Unlock C 例 事务T1在对C进行修改之前，先对C加X锁，修改其值后写回磁盘 T2请求在C上加S锁，因T1已在C上加了X锁，T2只能等待 T1因某种原因被撤销，C恢复为原值100 T1释放C上的X锁后T2获得C上的S锁，读C=100。避免了T2读“脏”数据 不读“脏”数据 11.3 活锁和死锁 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 死锁 活锁 An Introduction to Database System 11.3.1 活锁 事务T1封锁了数据R 事务T2又请求封锁R，于是T2等待。 T3也请求封锁R，当T1释放了R上的封锁之后系统首先批准了T3的请求，T2仍然等待。 T4又请求封锁R，当T3释放了R上的封锁之后系统又批准了T4的请求…… T2有可能永远等待，这就是活锁的情形 An Introduction to Database System 活锁（续） An Introduction to Database System 活 锁 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