数据库期末重点复习

数据库期末重点复习

・题型

•选择题（20分，每题1分，共20题）

•简答题（20分，每题4分，共5题）

•关系规范化（10分，1题）

・对于给定的关系模式及其上的函数依赖，求下列问题：部分函数依赖

・1）属性集的函数闭包；

・2）关系模式的候选码；

・3）关系模式达到的范式，并说明原因。

•应用题（30分）

・关系代数（选择、投影、连接、差、除）3.关系代数

・SQL语句的数据操作（查询、更新）、数据控制（grant,revoke）4.SQL基本语句

•设计题（20分）

・概念结构设计——E-R模型

•设计局部或全局E-R模型，局部E-R模型需要合并成全局模型，合并时考虑的冲突问题；（看书上

例题，弄清几类冲突问题和解决方法）

・逻辑结构设计

.第一早

•1.数据库的四个概念

・数据：描述事物的符号记录

・数据库：长期存在在计算机内、有组织、可共享的大量数据的集合

•数据库管理系统：位于用户和数据库之间的数据管理软件

・数据库系统：由数据库、数据库管理系统（及其应用开发工具）、应用程序和数据库管理员组

成的存储、管理、处理和维护数据的系统

•2.文件系统与数据库系统的区别和联系以及发展的三个阶段

人工管理阶段文件系统阶段数据库系统阶段

应用背景科学计算科学计算、数据管理大规模数据管理

硬件背景无亘接存取存储设备破盘.磁鼓大容量磁里.磁盘阵列

背景

软件背景没有操作系统由文件系统由数据库管理系统

联机实时处理、分都处理、批处

处理方式批处理联机实时处理、批处理

理

数据的管理者用户（程序员）文件系统数据库管理系统

数据面向的对象某一应用程序某一应用现实世界

数据的共享程度无共享、冗余度极高共享度箜.冗余度大共享度高.冗余度小

特点具有高度的物理独立性和一定的

数据的独立性不独立.完全依籁于程序独立性复

逻辑独立性

数据的结构化无结构记录内有结构.整体无结构整体机构化，用数据模型描述

由数据麻管理系蜕提供数据安全

数据控制能力应用程序自己控制应用程序自己控制

性.完整性.并发控制和恢复能力

其余特点数据不保存（即用即撤）文件长期存储

・联系：文件系统与数据库系统计算机系统中管理数据的软件

・文件系统是操作系统的重要组成部分，而DBMS是独立于操作系统的软件

•3.试述数据库系统的特点

・1）共享性高，冗余度低且极易扩充

・数据可以被多个用户、应用共享使用；数据共享能够避免数据之间的不相容性与不一致性；

数据面向整个系统，具有结构性，所以数据库系统弹性大，易于扩充

・2）较高的数据独立性

・包括数据的物理独立性（用户的应用程序与数据库中的数据物理存储相互独立）和逻辑独

立性（用户的应用程序和数据库的逻辑结构是相互独立的

・3）由数据库管理系统统一管理和控制

・这要求数据提供数据的安全性保护（保护数据以防止不合法使用造成的数据泄密和破坏）、

数据的完整性检查（指数据的正确性、有效性和相容性）、并发控制、数据库恢复

・4）数据结构化

•整体数据实现了结构化，这是数据库的主要特征之一，也是数据库系统与文件系统的本质

区别

•4.定义并解释术语；

•模式：又称逻辑模式，是数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述，是所有用户的公共数据

视图

•外模式：也称子模式或用户模式,是数据库用户能够看见和使用的局部数据的逻辑结构，是数

据库用户的数据视图,是与某一应用有关的数据的逻辑表示

・内模式：又称存储模式（storageschema）;是数据库物理结构和存储方式的描述，是数据在

数据库内部的组织方式

・数据定义语言：用于定义数据库模式、外模式和内模式的语言

・数据操纵语言：用来对数据库中的数据进行查询、插入、删除和修改的语句

•5.数据库系统的组成

•数据库、数据库管理系统、应用程序和数据库管理员

•6.解释

・1）数据与程序的物理独立性：当数据库存储结构改变，由管理员对模式/内模式映像作相应改

变，可以使模式保持不变，从而应用程序也不必改变

・2）数据与程序的逻辑独立性：当数据库逻辑结构改变，由管理员对外模式/模式映像作相应改

变，可以使模式保持不变，从而应用程序也不必改变

•3）为什么数据库系统具有数据与程序的独立性：DBMS在三级模式之间提供的两级映像保证

了数据库系统中的数据有较高的逻辑独立性和物理独立性

•数据模型

•概念

・是对现实世界数据特征的抽象；（数据模型是用来描述、组织、操作数据）

・类型

・概念模型=信息模型

・定义

•按用户的观点对数据和信息建模，主要用于数据库设计

・基本概念

・实体：客观存在并可相互区别的事物

・属性：实体所具有的某T性

•码（key）:唯一表示实体属性集

•实体型（entitytype）:用实体名及其属性集合来抽象和刻画同类实体，被称为实

体型；例：学生（学号、姓

名、性别）

・实体集（entityset）:同一类型实体的集合

.联系（relationship）:实体之间的联系通常是指不同实体之间的联系（存在一对

一、一对多、多对多等类型），

实体内部的联系通常是指实体的各属性

之间的联系

•一种表示方式

・实体一联系方法（E—R模型）

・逻辑模型和物理模型

・逻辑模型：按计算机系统的观点对数据建模，主要用于数据库管理系统的实现

・包括：层次模型、网状模型、关系模型、面向对象模型、半结构化模型、对象关系

数据模型

・物理模型：描述数据在系统内部的表示方式和存取方式（同适用于磁盘和磁带），面向

计算机系统，是对数据最底层的抽象

・三要素

・数据结构

・描述数据库的组成对象以及对象之间的联系

・数据操作

・对数据库中的各种对象（型）的实例（值）的操作的集合，包括操作及相关的规则

・数据的完整约束条件

•一组完整性规则，用以限定数据模型的数据库状态以及状态变化

・关系模型

・关系

・元组

・表中的一行为

・属性

・码=码键

•域

・一组具有相同数据类型

•分量

•元组中的f属性值

・关系模式

•对关系的描述，一般表示为关系名（属性1,属性2...）

・常用数据模型

・层次模型、网状模型、关系模型、面向对象数据模型、对象关系数据模型、半结构化数据

模型

•数据库的三级模式/二级映像结构

应用A|应用B应用C应用D应用E

/

外模式3

外模式/模式映像

模式

内模式/模式映像

内模式|

数据庠

•数据库系统的三级模式结构由外模式、模式和内模式组成

•图中两种映像保证了数据库系统中数据有较高的逻辑独立性（用户的应用程序和数据库的逻辑

结构是相互独立的）和物理独立性（用户的应用程序与数据库中的数据物理存储相互独立）

•第二章

•1.试述关系模型的完整性规则。在参照完整性中，什么情况下外码属性的值可以为空值

・关系模型中有三类完整性约束

・实体完整性：属性A是基本关系R的主属性，则A不能为空

・参照完整性：若属性F是基本关系R的外码，他与基本关系S的主码K相对应，则对于R

中每个元组在F上的值必须为空值或S中某个元组的主码值

・用户定义的完整性：反映某一具体应用所涉及的数据必须满足的语义要求+

・在参照完整性中，如果外码属性不是其所在关系的主属性，外码属性的值可以取空值

•2.等值连接与自然连接的区别和联系

・自然连接是一种特殊的等值连接，他要求两个关系中进行比较的分量，即连接属性必须是相同

的属性组，并且要在结果中去掉其中一个重复属性

・要求两个关系表中进行连接的必须是相通的属性列

・等值连接：连接运算符号为"="

•3.关系代数

・基本运算：并、差、笛卡尔积、投影、选择

•差

•R—S（R中不属于S的内容）

・笛卡尔积

・投影

•nA（R）从R中选择属性列A组成新的关系

•选择

选择例题

查询代京仝休受生

备够件贿宣询胎

仲通名件

・其他运算：交、连接、除

交运算：HcS=K-（K-S）

连接运算：~RWS="“（KXS）

除运算：R（x,y）+s（y.z）=n,（/e）-n,（n,（/f）*nf（s）-«）

・除运算

・关系R和关系拥有共同的属性B,C,R+S得到的属性值就是关系R包含而关系S不

包含的属性的

在R关系中可以或｛"a2a.M)

aljrjfiiffSMm(b1.c2)(b2.cU(bax3]|)

»2(blc7)(Wx3j)

a3对fiM3ME»((X.ce»

*sflW何3象集冽(b0.c6»

关系&TB..C上的投影制(blc2>(M.cH.(b2.e3»

RWai的fBJt掘gCJ含美率S的长照《.所以只含&A«E

所UlR—S方«i

80WUIIR+SK.15梆!03阻凌食的一1义*下面的跻法

关系丽美财I曰共崎墉愎&C.R，SA推M（付31天包含而关系讦色含的■性的.

Aan同XWHQ««nQQG5口

•出自CSDN-数据库中的除运算一点就通

・连接

R,S如图2・14所定义.求A>vS

C>D

关系R'关系S

ABC

albl3DE

alb264el

a2b257e2

a3b31115e3

连接结果灭>vS关系

ABCDE

alb264el

a2b254el

a3b3114el

a3b3117e2

4at--3±E.

•第二早

•1.什么是基本表，什么是视图；二者的区别和联系

・基本表是本身独立存在的表，在SQL中一个关系就对应一个基本表

・视图是从一个或几个基本表导出的表，视图本身不独立存储都在数据库中，是一个虚表

•2.视图的特点

・简化用户操作

・使用户能以多种角度看待同一数据

・视图对重构数据库提供了一定程度的逻辑独立性

•视图能够对机密数据提供安全保护

•3.哪类视图是可以更新的；哪类视图不可更新

・基本表的行列子集视图一般是可更新的

・若视图的属性来自聚集函数、表达式，视图是不可更新的

・4.SQL基本语句

・建表

♦createtable表名（属性列）primarykey（主码）

•查询

・用（BETWEEN下限AND上限）确定查询范围

・通配符

・%表示任意长度的字符串

•（a%b,可查到aaab,asdfdsfb等）

•_（下划线）代表任意单个字符（汉字每个字为两个字符）

•（a_b只能查到字长为三个的如acb、anb等）

・当_和％前有/,则/紧跟的一个字符不具备通配符含义

•空值查询

・WHERE?ISNULL

・ORDERBYASC（升序）/DESC（降序

・（默认升序）

・聚集函数（只能用在HAVING语句中）

•count（*）统计元组个数

・count（列名）统计一列中值的个数

•sum

•avg

・max

・min

•groupby

・EXISIT返回true或false值

•并查询（UNION）,交操作（INTERSECT）,差操作（EXCEPT）

・连接查询（书P99）、嵌套查询（书P103）

・更新

・插入INSERT

•insertinto〈表名＞［（〈属性歹!11＞,＜属性歹！］values（〈常量1＞（常量

•insertinto（表名＞［（＜属性列1＞,（属性列2〉」子查询；

•修改UPDATE

•update表名set列名=表达式［where条件］;

・删除DELETE

•deletefrom表名［where条件］;（Ps:条件可以为子直询）

•grant

・GRANT权限（列名）ONTABLE表名TO用户名；

•例

［例4］把查询Student表和修改学生学号的权限

授给用户U4。

GRANTUPDATE（Sno）,SELECT

ONTABLEStudent

TOU4；

•revoke

•revoke具体权限ontable表名from用户名、

•触发器

［例1］当对表SC的Grade属性进行修改时，若分数增加了10%,则

将此次操作记录到另一个表SC_U（Sno,Cno,Oldgrade,Newgrade）

巾，其中Oldgrade是修改前的分敦，Newgrad©是修改后的分数。

CREATETRIGGERSCT

AFTERUPDATEOFGradeONSC

REFERENCING

OLDROWASOIdTuple,

NEWROWASNewluple令SC_U表需要首先创建

FOREACHROW

WHEN(NewTuple.Grade>=1.1•OldTuple.Grade)

INSERTINTOSC_U(Sno,CnotOldgrade,Newgrade)

VALUES(OldTuple.Sno,Oldluple.Cno,OldTuple.Grade,N

Grade)

・索引

・create［UNIQUE］［CLUSTER］index索引名on表名（列名）［Ps:列名后可用ORDERBY

ASC（升序）/DESC（降序］

•UNIQUE:此索引的每一个索引值只对应唯一的数据记录

・CLUSTER:建立的索引是聚簇索引

•口表示可选项

•存储过程

•createorreplaceprocedure过程名（［参数1］...）AS过程化sql块

•5.SQL特点

・综合统一

・高度非过程化

・面向集合的操作方式

・以同一种语法结构提供多种使用方式

・语言简洁、易学易用

・第四章

•1.什么是数据库的安全性

•保护数据库以防止不合法的使用造成数据泄露、更改或破坏

•2.实现数据库安全性控制的常用方法和技术

・常用方法技术

・用户身份鉴别

・多层存取控制

・视图机制

・审计

•数据加密

•3.什么是数据库中的自主存取控制方法和强制存取控制方法

・自主存取控制：定义各个用户对不同数据对象的存取权限。当用户对数据库访问时首先检查用

户的存取权限。防止不合法用户对数据库的存取

・自主是指用户可以将自己拥有的存取权限自主地授予别人

・强制存取控制：每一个数据对象被强制标以一定的密级，每一个用户也被强制授予某一个级别

的许可证。规定只有具有某一许可证的用户才能存取某一密级的数据对象

•TCSEC/TDI系统安全标准，系统可信程度次序（书P135）

安全级别定义

AI验证设计(verifieddesign)

B3安全域(securitydomains>

B21结构化保护(structuralprotection)

BI标记安全保护(labeledsecurityprotection)

C2受控的存取保护(controlledaccessprotection)

CI自主安全保护<discretionarysecurityprotection)

DAi小保护(minimalprolection)

・B1级别的产品才被认为是真正意义上的安全产品

•第五章

•1.数据库的完整性

・数据的正确性，相容性和正确性

•2.关系数据库管理系统的完整性控制机制应具有哪三方面的功能

・定义功能：提供定义完整性约束条件的机制

•检查功能：检查用户发出的操作请求是否违背了完整性约束条件

•违约处理功能：如果发现用户的操作使数据违背了完整性约束条件，则3采取一定的动作保证

数据的完整性

•3.在关系系统中，当操作违反实体完整性、参照完整性和用户定义的完整性约束条件时，分别是怎

样处理的

被拿照&（例如Student）参照&（例如SC）违妁处理

可除破坏参照完整性-摘人元18拒艳

可能破坏卷照完整性一修改外叼依拒婚

・除元组-*可能破坏参照完整性拒绝/级取射除/设置为空值

修改主码值可能破坏参鼎完整性拒绝/级联修改/设置为空值

•第六章

•写出下列术语定义

・部分函数依赖

函数依稳：没斤（U）是一个关系模式.〃是"的M性集合和Y&〃的千娘，时干

做〃）的任意一个可能的关系，.如果，中不存在两个无组,它们在x上的屉性值相同.而在y

上的属性值不同,则称“、函数确定r•或-Y函数依赖于丁.记作x一九

**析：

।函数依赖是址基本的种依据依帔.也是最嗔婴的•种数据依假

②函数依赖是属性之间的•种联系.体现在房件值是杳相等由上曲的定义可以知道,如

果x4.则，中任意两个元如.若它们在人上的■性值相同.那么在y上的履性值一定也相同

③我们要从属性间实际存在的谙义来确定它们之间的函数依管.即函数依赣反映门描

述了）现实世界的书酒义

④函数依赖不是指关系模式&在某个时刻的关系（值）满足的妁收条件,而是指农住任

何时刻的-切关系均要满足的约束条件

答：

完全襦数依赖、部分函数依赖：在做〃）中，如果x-匕并且对于*的任何一个女于集

X'.都行匕则称>'对'完全函数依赣.记作：

X-^Y

若.丫一丫.（0Y不完全函数依赖T九则称y对x部分函数依赖，记作：

X-^Y

传递依赖：住例。）中.如果A'-匚ytx.Ykx.yTZ.zt匚则称z对、传递函数依赣.

候选码,主码：设&为/?<〃,/>中的属性或属性组合,若K二”,蜥人为A的候选码若

帔选码多下一个,则选定H中的一个为主码

•解析：

①这里用函数依稳来严格定义码的概念,住第2点2.I.I小节中只是描述性地定义码

若关系中的某属性纲的值能唯地怀仪一个元组,则称诲料性纸为候选码

②因为外有「严格定义,读者在学习r《概论》6.33数据依偿的公理系统后.就可以从

&<£/./>的函畋依赖集尸出发.用算法来求帔选码

答：

外码：关系模式R中属性或属性ft!V并出R的码.但X是另一个关系模式的码.则林X

是人的外部码.也称外码

全码：核个发性组是码.称为全码（all-key）

_______________________________________________________________第6章关一收■理论・■

答：

1NF：如果个关系模式/?的所有属性都是不可分的根本数据项.则RwINK

•解析：

第•他式是对关系模式的最起码的要求不满足第一他式的数据库模式不徙称为关系

数据库.

答：

2NF：若关系模式/?wINF.并且你•个非在属性部完全函数依赖于K的码.则Rw2NF

3NF：关系模式/?<£//>中若不存在这样的码鼠属性组丫及非主属性Z（Z*丫）使沏

X-r.（r-vx）.r-z成立,则称R<U,F>€3NF

BCNF：关系模式R<U.F>eINF若X”且V时X必什仃玛,则R<U,F>eBCNF

•解析：

读衣要在正理斛这些池式的内浦各种柩式之间的联系：5NFU4NFUBCNFU3NFU

2NFUINF（《概论》图6.2）,能够理解为什么有这种包含关系

答：

多位依赖：设"（U）是属性集U上的一个关系模式.XJ、Z是。的子集,并"/=〃-1-

1关系模式做U）中多值依佛*-y成S.当且仅当对R（u）的任关系，.给定的对

（x.x）tt.W-ffiy的例,这组值仅仅决定F*值而与：值无关。

4NF：关系模式R<UJ'>wlNF,如果对于/?的每个小平凡多僮依赖V^Y（Y^X）,X

都含有码.则称&<U.F>€4NE,

♦解析：

对于多值依他的定义布多种《微论》书定义6.9的后面乂给出了种等价的定义习

题中的第4题型另•种等价的定义，读者可以对比不同的定义来理弟多值依慢.选择门已容

易理解的种定义来掌握多值依赖概念

・第一范式：只要是关系数据库即可

・第二范式：不存在函数依赖

・第三范式：不存在传递函数依赖

・BCNF范式：左侧包含候选码（码）

•基本范式的求法、闭包运算、求候选码等

•候选码

■

・第七章

•数据库设计的过程，各阶段的目标

•需求分析：明确用户的各种需求，并在此基础上设计新的系统

・概念结构设计

•逻辑结构设计

・数据库物理设计

・数据库实施

・数据库运行和维护•

•数据库设计过程中形成的数据库模式

*

数据库设计的不同阶段形成数据库的各级模式，即：

①在:概念结构设计阶段形成独“丁机器特点.独立于各个DBMS产品的慨念模式，在本

箱中就是E-R图

②在逻郴结构设计阶段招E-R图转换成II体的数据库产品支持的效据模型,如关系模

V.形成数据库遗料模式;然所在基木&的基础I:再建立必要的视图（vie）,形成数据的外模式

③在:物理结构设计阶段,根据DBMS特点和处理的需要进行物理存储安排.建立索引.

形成数据库内模式

读者可以参考〈概论》图7.4图中概念模式是面向用户和设计人员的.属I：概念模型的

层次；逻辑模式、外模式、内模式是DBMS支持的模式,14『数据模型的层次,可以在DBMS中

加以描述和“储，

•第十章

•1.试述事物的概念和事务的4个特性。恢复技术能保证事务的哪些特性

・原子性

・事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包括的诸操作要么都做，要么都不做

•一致性

・事务执行的结果是数据库从一个一致状态变到另一个一致状态

・隔离性

・一个事务的执行不能被其他事务影响

•持续性

・一个事务一旦提交，那么他对数据库中的数据的改变是永久性的

・可以保证事务的原子性和持续性

•2.登录日志文件时为什么必须先写日志文件，后写数据库

・把对数据的修改写到数据库中和把表示这个修改的日志记录写到日志文件中是两个不同的操作。

有可能在这两个操作之间发生故障，即这两个写操作只完成了一个。如果先写了数据库修改，

而在运行记录中没有登记这个修改，则以后就无法恢复这个修改了。如果先写日志，但没有修

改数据库，在恢复时只不过是多执行一次UNDO操作，并不会影响数据库的正确性。所以一

定要先写日志文件，即首先把日志记录写到日志文件中，然后写数据库的修改

•3.如何进行事务故障的恢复，如何进行系统故障的恢复；如何进行介质故障恢复

・事务故障的恢复步骤是

•①反向扫描文件日志，查找该事务的更新操作。

•②对该事务的更新操作执行逆操作。即将日志记录中"更新前的值"写人数据库。直至读

到此事务的开始标记，该事务故障的恢复就完成了

・系统故障的恢复步骤是

•①正向扫描日志文件，找出在故障发生前已经提交的事务队列（REDO队列）和未完成的

事务队列（UNDO队列）。

•②对未完成的事务队列中的各个事务进行UNDO处理

・③对已经提交的事务队列中的各个事务进行REDO处理

•介质故障的恢复步骤是

・装人最新的数据库后备副本（离故障发生时刻最近的转储副本），使数据库恢复到最近一

次转储时的一致性状态

・装人转储结束时刻的日志文件副本

・启动系统恢复命令，由DBMS完成恢复功能，即重做已完成的事务

•4.具有检查点的恢复技术有什么优点？试举例

・检查点记录

・检查点记录是一类新的日志纪录。它的内容包括：①建立检查点时刻所有正在执行的事务

清单，如下图中的Tl、T2②这些事务的最近一个日志记录的地址，如下图中的DI、D2

（检查点sj“检套点S2）〃（系统故障）

口志文件-----[------------------------------1------------------------------------------------

1r.H----------------------------------1

石I-----------------------------------!

利用H志技术进行数据库恢复时•恢复子系统必御搜索整个日志.这将耗费大量的时间,

此外,需暨REDO处理的事务实际上巳经将它们的更新操作结果写到数据库中了.恢复干系

统乂而新执行了这些操作,浪费了大量时间,

检套点技术就是为了解决这些问期

例如：

M检玄点S）〃（系统放阵）

H*文件一一

0

在采用检A点技术之愉,恢复时需要从头扫描H志文件.而利用检侵点技术只需要从，

开始打描II志,这就缩短了扫描H志的时间。

界务7\的更新操作实际上已姓写到数据库中进行恢更时没有必要再REDO处珅.采

用检看点技术做到r这一点。

9.试述使用检置点方法进行恢复的步骤

•第十一章

•1.数据库中为什么要并发控制,并发控制能保证事物的哪些特征

・数据库是共享资源，通常有多个事务同时在运行。当多个事务并发地存取数据库时就会产生同

时读取和/或修改同一数据的情况。若对并发操作不加控制就可能会存取和存储不正确的数据，

破坏数据库的一致性。所以数据库管理系统必须提供并发控制机制。

・并发机制可以保证事务的一致性和隔离性，

•2.并发操作可能会产生哪三类数据不一致；用什么方法能够避免各种不一致情况

・并发操作带来的数据不一致性包括三类

・（1）丢失修改

・两个事务T1和T2读人同一数据并修改，T2提交的结果破坏了（覆盖了）T1提交的结果，

导致T1的修改被丢失。

•（2）不可重复读

・不可重复读是指事务T1读取某一数据后，事务T2对其执行更新操作，使T1无法再现前

次读取结果。不可重复读包括三种情况：

・①事务T1读取某一数据后，事务T2对其做了修改，当事务T1再次读该数据时，得到

与前一次不同的值。

・②事务T1按一定条件从数据库中读取了某些数据记录后，事务T2删除了其中部分记

录，当T再次按相同条件读取数据时，发现某些记录消失了

・③事务T1按一定条件从数据库中读取某些数据记录后，事务T2插人了一些记录，当

T1再次按相同条件读取数据时，发现多了一些记录。

•后两种不可重复读有时也称为幻影（phantomrow）现象

・（3）读"脏"数据

・读"脏"数据是指事务T1修改某一数据，并将其写回磁盘，事务T2读取同一数据后，T1

由于某种原因被撤销，这时T1已修改过的数据恢复原值，T2读到的数据就与数据库中的

数据不一致，则T2读到的数据就为"脏"数据，即不正确的数据。

・避免不一致性的方法就是并发控制。常用的并发控制技术包括封锁方法、时间戳方法、乐观控

制方法和多版本并发控制方法等。

•3.什么是封锁；基本封锁类型有几种；这些基本封锁的含义

・圭撷就是事务T在对某个数据对象例如表、记录等操作之前,先向系统发出请求，对其加锁。

加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其他的事务不能更

新或读取此数据对象。

・基本的封锁类型有两种：

・排他锁（简称X锁）

・排他锁又称为写锁。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

他任彳可事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。这就保证了其他事

务在T释放S上的锁之前不能再读取和修改A

・共享锁（简称S锁）

・共享锁又称为读锁。若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A但不能修改

A,其他事务只能再对A力口S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁。这就保证

了其他事务可以读A,但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。

•4.如何用封锁机制保证数据的一致性

DBMS在对敢好选行读*提作之前为先对Mt敢据执行好他操作,例如用中隼处

选行修改之的先对，执行X«'k（4）卬咐XMX«|这样.当T,讲求M4toXH!时就破步

T,科放41：的然后才能佚w时4的X依.这时它设到的41r,更新后的他.

fflittifisW这样就不会丢失。的更新，

8X—

Xkx-kA

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写回A=I4

Commit

L'nlorkA

DBMS按黑一定的封锁协议时并发搽作进行控制,使得多个并发操作介序施执h.二，，I

以避免丢失修改、不可境复读和读“脏“数据等敢IK不一致性

<44->>0.*£MvIUIU

•5.例题:

包，今修个事务的个■度WBWNAMMRkKBXN