一 数据库基础知识（第1、2章）

一、有关概念

1．数据

2．数据库（DB）

3．数据库管理系统（DBMS）

Access

桌面DBMS VFP

SQL Server

Oracle

客户机/服务器型DBMS MySQL

DB2

4．数据库系统（DBS）

数据库（DB）

数据库管理系统（DBMS）

开发工具

应用系统

二、数据管理技术的发展

1．数据管理的三个阶段

概念模型

一、模型的三个世界

1．现实世界

2．信息世界：即根据需求分析画概念模型（即E-R图），E-R图与DBMS无关。

3．机器世界：将E-R图转换为某一种数据模型，数据模型与DBMS相关。

注意：信息世界又称概念模型，机器世界又称数据模型

二、实体及属性

1．实体：客观存在并可相互区别的事物。

2．属性：

3．关键词（码、key）：能唯一标识每个实体又不含多余属性的属性组合。

一个表的码可以有多个，但主码只能有一个。

例：借书表（学号，姓名，书号，书名，作者，定价，借期，还期）

规定：学生一次可以借多本书，同一种书只能借一本，但可以多次续借。

4．实体型：即二维表的结构

例 student(no，name，sex，age，dept)

5．实体集：即整个二维表

三、实体间的*

1．两实体集间实体之间的联系

1：1联系

1：n联系

m：n联系

2．同一实体集内实体之间的联系

1：1联系

1：n联系

m：n联系

四、概念模型（常用E-R图表示）

实体型：

属性：

*

说明：① E-R图作为用户与开发人员的中间语言。

② E-R图可以等价转换为层次、网状、关系模型。

举例：

学校有若干个系，每个系有若干班级和教研室，每个教研室有若干教员，其中有的教授

和副教授每人各带若干研究生。每个班有若干学生，每个学生选修若干课程，每门课程有若干学生选修。用E-R图画出概念模型。

数据模型

一、层次模型：用树型结构表示实体之间的联系。

① 每个结点代表一个实体型。

② 只能直接处理一对多（含一对一）的实体关系。

③ 查找层次数据库中的记录，速度较慢。

二、网状模型：用图结构表示实体之间的联系。

① 每个结点代表一个实体型。

② 可以处理多对多的实体关系。

③ 查找网状数据库中的记录，速度最快。

三、关系模型：用二维表表示实体之间的联系。

1．重要术语：

关系：一个关系就是一个二维表；

元组：二维表的一行，即实体；

关系模式：在实体型的基础上，注明主码。

关系模型：指一个数据库中全部二维表结构的集合。

2．特点：

① 关系模型是建立在严格的数学理论的基础上的；

② 关系模型的存取路径对用户透明；

③ 查找关系数据库中的记录，速度最慢。

小结：数据有三种类型，DBMS就有三种类型，DB亦有三种类型。

数据库系统结构

一、数据库系统的体系结构

① 单机结构：

DBMS、数据库、开发工具、应用系统安装在一台计算机上。

② C/S结构：局域网结构

客户机：装开发工具、应用系统

服务器：装DBMS、数据库

③ B/S结构：Internet 结构

服务器：装DBMS、数据库、开发工具、应用系统

客户机：装IE即可

三、 数据库系统的模式结构

1．三级模式

① 模式：是数据库中全体数据的逻辑结构和特征的描述。

Ü 模式只涉及数据库的结构；

Ü 模式既不涉及应用程序，又不涉及数据库结构的存储；

② 外模式：是模式的一个子集，是与某一个应用程序有关的逻辑表示。

特点：一个应用程序只能使用一个外模式，但同一个外模式可为多个应用程序使用。

③ 内模式：描述数据库结构的存储，但不涉及物理记录。

2．两级映象

① 外模式/模式映象：保证数据库的逻辑独立性；

② 模式/内模式映象：保证数据库的物理独立性；

3．两级映象的意义

① 使数据库与应用系统完全分开，数据库改变时，应用系统不必改变。

② 数据的存取完全由DBMS管理，用户不必考虑存取路径。

数据库管理系统

1． DBMS的功能：负责对数据库进行统一的管理与控制。

① 数据定义：即定义数据库中各对象的结构

② 数据操纵：包括对数据库进行查询、插入、删除、修改等操作。

③ 数据控制：包括安全性控制、完整性控制、并发控制、数据库恢复。

2．DBMS的组成：

DDL语言

DML语言

DCL语言

实用程序

注意：

① SQL集DDL，DML，DCL功能于一体；

② 所有应用程序通过SQL语句才能访问数据库

一、 基本概念

1．码：能唯一标识元组的属性集。

2．候选码：一个属性集既能唯一标识元组，且又不含有多余属性，一个关系模式可以有多个候选码。

3．主码：任选候选码中的一个。

4．主属性：主码中包含的各个属性。

5．非主属性：不包含在主码中的各个属性。

6．外码：设F是关系R的一个属性，不是R的主码，但却是另一个关系S的主码，则称F是关系R的外码。

例：student ( sno, sname, ssex, sage, sdept)

Sc ( sno, cno, grade)

Sc的主码为：（sno,cno）；外码为：sno

二 数据库设计 （第3章）

一、数据库设计的步骤

① 需求分析：了解分析用户的需要、要求。

② 概念结构设计：根据需求分析的结果画概念模型（即E-R图）。

③ 逻辑结构设计：将E-R图转换为某一种数据模型，并优化。

④ 物理结构设计

⑤ 数据库实施

⑥ 数据库运行与恢复

概念结构设计

一、局部E-R图设计

1．确定局部范围

通常把系统涉及的各个部门或各个主要功能作为局部。

2．确定实体与属性

① 属性是不能再分的数据项；

② 联系只发生在两实体之间；

③ 原则上，能够作为属性，就不要作为实体。

二、合并成总体E-R图

1．消除各局部E-R图的冲突问题。

2．按公共实体名合并，生成初步E-R图。

3．消除冗余的属性和冗余的联系，生成总体E-R图。

逻辑结构设计

一、联系的属性和主码

（1）联系的属性：必须包含相关联的各实体型的主码。

（2）联系的主码

1：1*可以是相关联的任一实体型的主码。

1：n*必须是n方实体型的主码。

m：n*必须是相关联的各实体型的主码之和。

二、E-R图向关系模型的转换

（1）把每个实体型转换为一个关系模式。

（2）1：1*可以消化到相关联的任一实体型对应的关系模式中。

班长( XH， XM， NL，BH)

班级（BH，RS）

（3）1：n*可以消化到n方实体名对应的关系模式中。

例：一个班级有多名学生，每名学生只能属于一个班级。每一个班级有一名班长，他是学生中的一员。

学生（XH，XM，NL，BH）

班级（BH，RS，XH）

班长的学号

（4）m：n*必须转换为一个关系模式，并且不能消化。

例：

学生(sno，sname， ssex， sage， sdept)

课程（cno， cname，credit）

选修（sno， cno， grade）

（5）多元*不能消化

例：

物理结构设计与数据库实施

1．物理结构设计

在逻辑设计的基础上，为每个关系模式选择合适的存储结构与存储方式。

选择存储结构：即决定每个表的记录顺序。

选择存取方式：即决定为哪些属性建立非聚集索引，以便加快查找速度。一般把经常查询的属性名指定为非聚集索引。

2．数据库实施

主要工作：

定义数据库结构；

组织数据入库；

编写应用程序；

数据库试运行；

三 关系数据库 （第4章）

一、域( domain)

1．定义：域是一组具有相同类型的值的集合。

2．域的基数：域中所含数据的个数。

二、笛卡尔积

1．定义：给定一组域d1,D2,D3，则D1×D2×D3称为笛卡尔积。

2．笛卡尔积D1×D2×D3对应一个二维表，所含元组的个数等于各个域的基数之积。

三、关系

1．定义：笛卡儿积的一部分元组称为关系。

2．关系的目（或度）：一个关系所含属性的个数。

3．关系的性质

任意两个元组不能完全相同，同一关系的属性名不允许重复。

四、关系的完整性

1．实体完整性：指关系的所有主属性都不能取空值。

注意：实体完整性不仅仅是主码整体不能取空值。

2．参照完整性：指一个关系外码的取值必须是相关关系中主码的有效值或空值。

例：班级( 班名,人数)

学生(学号,姓名,性别,密码,班名)

在学生表中，班名的取值必须是班级表[班名]的值或空值。

关系代数

一、传统的集合运算

设关系R、S的结构完全相同，则：

R∪S：由属于R或属于S的元组组成。

R∩S：由既属于R又属于S的元组组成。

R－S：由属于R而不属于S的元组组成。

思考：（R∩S）∪（R－S）=？

R×S：设R有m个属性，K1个元组；S有n个属性，K2个元组，则R×S含有(m n)个属性，(K1×K2)个元组。

二、专门的关系运算

1．选择：从关系R中选择满足条件的元组。记为：

2．投影：从关系R中选择若干属性组成新的关系，并把新关系的重复元组去掉。

记为：

3．条件连接：将两关系按一定条件连接成一个新关系，记为：

说明：条件连接：两关系可以没有公共属性，若有公共属性，则新关系含有重复属性。

4．自然连接：将两关系按公共属性连接成一个新的关系，并把新关系的重复属性去掉。

记为：

说明：① 自然连接：两关系至少有一个公共属性。

② 对于R的每个元组，S都从第一个元组开始判断，若两元组的公共属性值相同，则产生一个新元组添加到新关系中，最后把新关系中的重复属性去掉。

等值连接？

5．除：给定关系R（x，y）和S（y，z），则R÷S=P（x），其中x，y，z为属性组。

求解过程：

① 求R中x可以取哪些值，并求各值的象集。

② 求S在属性组y上的投影K。

③ 检查每个象集是否包含K

注：除不是一个必须的运算，可以由其它运算符代替。

例：设有关系R，S如下图，求R÷S。

解：在关系R中，A可以取四个值，a1，a2，a3，a4。

a1的象集为{（b1，c2），（b2，c3），（b2，c1）}

a2的象集为{（b3，c7），（b2，c3）}

a3的象集为{（b4，c6）}

a4的象集为{（b6，c6）}

S在（B，C）上的投影K为{（b1，c2），（b2，c3），（b2，c1）}

显然只有a1的象集包含K，故R÷S={a1}

结论：如何写关系代数表达式？

答：① 查询涉及多个关系时，一般使用∞→

。

② 查询涉及“否定”时，一般用差运算。

③ 查询涉及“全部”时，一般用除运算。

④ 查询涉及“至少”时，一般用×

四 关系数据库标准语言SQL （第5章）

T-SQL

一、SQL语言的特点

①SQL语言集数据定义、数据查询、数据操纵、数据控制的功能于一体。

②所有的DBMS都支持SQL语言。

SQL基础

一、创建和使用数据库

1．创建数据库

create database 数据库名

2．使用数据库

Use数据库名

3．删除数据库

drop database数据库名

二、 定义表

1．创建表

create table 表名（属性名 类型，…，属性名 类型）

①指定标识字段：identity(标识种子，标识增量)

②指定公式字段：属性名 as 表达式

例：create table student

(no int identity(1,1),

name char(6),

chi smallint,

mat smallint,

score as chi mat)

2．删除表

drop table表名,…, 表名

三、select语句

select */表达式表

[into 新表]

from 表名,…,表名

[where 条件]

[group by 属性名]

[having 条件]

[order by属性名][Asc/Desc]

1．Select 子句

① *代表所有属性名

② 若一个属性名来自多个表，则属性名前须冠以表名，格式为：表名. 属性名

③ 设置表达式的别名：

表达式 As 别名

④ 限制查询结果的记录行数：

all 返回全部记录

top n 返回前面n号记录

distinct 表示取消重复行

说明：top n只能放在关键字select的后面；

all、distinct只能放在关键字select或聚合函数的后面。

2．Where 子句

① in的格式：属性名 in (常量，…，常量)

② like的格式：属性名 like 通配字符串

通配符有： % 表示0个或多个字符

- 表示1个字符

③ 在Where 子句中指定连接：

Where 表名1. 属性名=表名2. 属性名

3．order by子句

order by属性名1 [Asc/Desc], 属性名2 [Asc/Desc]

4．聚合函数

① sum(属性名)：纵向求数值型属性之和。

② avg(属性名)

③ count(*) 返回表的记录行数（含重复行）。

count(属性名) 返回指定列中取非NULL值的单元格数目。

count(distinct 属性名) 返回指定列中取非NULL值、非重复的单元格数目。

④ max(属性名)

⑤ min(属性名)

5．Group by子句

使用Group by子句时，Select 子句只能使用分组项字段和聚合函数

例：以性别为分组项，求每一组的平均年龄。

Select ssex, avg(sage) as 平均年龄

From student

Group by ssex

6．Having子句

① Having子句只能跟在Group by子句之后，且只能使用聚合函数和分组项字段。

② where子句放在Group by子句之前，甚至可以没有Group by子句；且不能包含聚合函数。

例：以系别为分组项，查询学生平均年龄大于19岁的系的系名，平均年龄。

Select sdept,avg(sage) as平均年龄

From student

Group by sdept

Having avg(sdept)>19

7．into子句

功能：将查询结果保存到新的基表中。

一、 查询的分类

单表查询

连接查询

嵌套查询

1．连接查询：在where子句中指定连接

where 表名1.属性名=表名2.属性名

2．嵌套查询

① 嵌套查询的特点

·每级查询的from子句一般只包含一个表名。

·一个嵌套查询总可以分解为若干个单表查询，总可以改写成连接查询。

·若查询结果显示的属性名来自一个表，才可以写成嵌套查询。

·子查询不能使用order by子句，order by只能用于最顶层的查询。

② 在where子句中指定子查询

where 属性名 [not] in（子查询）：子查询返回一列多行。

where 属性名=（子查询）：子查询返回一列一行。

where [not] exists（子查询）：子查询返回多列多行。

五、数据操纵

1．insert语句

（1）每次插入一条记录

insert into 表名[(属性名表)] values(表达式表)

（2）插入子查询的结果

insert into 表名[(属性名表)]

子查询

例：insert into student

select * from student1

2．update语句

update 表名 set 属性名=值，…，属性名=值 [where 条件]

缺省where子句，默认为更新全部记录。

3．delete语句

delete from 表名 [where 条件]

五 关系数据库规范化理论（第7章）

函数依赖

一、有关概念：

1．函数依赖：

任给R（U），U为属性集，x、y为U的子集，如果对于x的每个值，y有唯一确定的值与之对应，则称x决定y，或y函数依赖于x。记为：x→y。

2. 完全函数依赖：

若x→y，且对于x的所有真子集x′,都有x′ y，则称x完全决定y，或y完全函数依赖于x。记为：

。

结论：若x→y，且x只包含一个属性，则

。

3．部分函数依赖：

若x→y，且存在x的一个真子集x′,满足x′→y，则称x部分决定y，或y部分函数依赖于x。记为：

。

4．传递函数依赖：

若x→y,y→z,但 y ∕ x,则

二、平凡函数依赖与非平凡函数依赖

设x→y，如果y是x的子集，则该依赖是平凡的。如：

Sno,sname→sno

如果y中至少有一个属性不在x中，则该依赖是非平凡的。如：

Sno,sname→sname,sdept

如果y中没有一个属性在x中，则该依赖为完全非平凡的。

三、函数依赖的推理规则

设有关系R，x、y、z为R的一个属性集，则有：

①自反律：若

，则x→y。

②增广律：若x→y，则xz→yz。

③传递律：若x→y，y→z，则x→z。

注意传递律与传递函数依赖的区别。

④合并律：若x→y，x→z,则x→yz。

⑤分解律：若x→yz，则x→y，x→z。

关系模式的规范化

一、问题提出

R表

答：存在问题

① 数据冗余大；

② 修改麻烦；

③ 插入异常：应该插入到DB中的数据插不进去。

如：新开课程没有学生选修时，新开课程的课程号、课程名插不进去。

④ 删除异常：不应该删除的数据被删掉。

如选修某门课的学生毕业了，在删除学生信息的同时，把课程信息也删除掉。

结论：一个好的关系模式应满足：

① 冗余应尽可能少；

② 应尽可能避免插入、删除异常；

③ 消去关系中不合适的属性依赖关系。

二、范式

① 什么叫范式？

指一个关系的非主属性函数依赖于主码的程度。

② 什么叫关系规范化？

指一个关系从低级范式向高级范式的转换过程。

③ 应用：关系规范化理论应用在逻辑结构设计阶段。

三、关系模式的规范化

1．第一范式（1NF）

① 定义：若关系R的所有属性不能再分，则R∈1NF

2．第二范式（2NF）

① 定义：若关系R∈1NF，且它的每个非主属性都完全依赖于主码，则称R∈2NF。

② 存在问题：

l 冗余大： R1必要冗余，R2冗余可以修改。

l 修改麻烦

l 插入异常：如新来的教师没有上课，则该教师的信息就没办法插入R2表中。

l 删除异常：若某位教师只授一门课，当该门课不开时，该教师的信息亦被删除。

③ 原因：存在非主属性对主码的传递依赖。

KH→XM，XM→DZ，但XM KH

∴

[传递依赖必须有两个非主属性]

④ 解决办法：将R2 一分为二

R21表 R22表

R21主码：KH

R22主码：XM

3．第三范式（3NF）

① 定义：若关系R∈2NF，且它的每个非主属性都不传递依赖于主码，则称R∈3NF。

② 规范化过程

非规范关系

↓使每个属性都不能再分

1NF

↓消去非主属性对主码的部分依赖

2NF

↓消去非主属性对主码的传递依赖

3NF

BCNF：关系模式R<U,F>中，如每一个决定因素都包含码，则R是ＢＣ范式。

如果R属于BCNF 那么R一定属于3NF，反之未必。

3NF

↓消去主属性对主码的部分依赖和传递依赖

BCNF

4．结论

① 若R∈1NF，且主码只含一个属性，则R一定为2NF。

② 若R∈2NF，且只有0~1个非主属性，则R一定为3NF。

③ 3NF一般控制了数据冗余，一般避免了操作异常。

④ 范式并非越高越好，适可而止。

六 数据库保护技术（第8章）

安全管理

一、两种身份验证模式：

仅windows模式：用户只能使用windows登录名登录SQL Server

混合模式：用户可以使用windows登录名或SQL Server登录名登录SQL Server

二、两种身份验证：

用户登录到SQL Server时，必须使用特定的登录名和密码标识自己。

Windows身份验证：用户登录到SQL Server时，使用操作系统当前的登录名和密码。

SQL Server身份验证：用户登录到SQL Server时，必须显式提供登录名和密码。

常用安全性控制方法：用户标识和控制、存取控制、视图、审计、数据加密

数据库完整性

一、在创建表时指定约束

1．主键约束

[constraint约束名]

Primary key [Clustered/Nonclustered] [(属性名，…，属性名)]

说明：

① 每个约束都有一个约束名，约束名通常由系统自动给出。

② 列级约束：只牵涉到一个属性的约束，它放在相关属性的后面，且省略属性名表。

表级约束：牵涉到多个属性的约束。

③ 创建主键约束、唯一性约束时可以指定聚集（clustered）或非聚集(nonclustered)。

④ 主键约束默认为聚集的，唯一性约束默认为非聚集的。

⑤ 一个表最多只能创建一个约束是聚集的，聚集约束会影响数据表的记录号顺序。

2．外键约束

[constraint约束名]

Foreign key[(属性名，…，属性名)]

References 主键表名(属性名，…，属性名)

注意：两表关联的方式：

①临时关联：where 表名1．属性名=表名2．属性名

②永久关联：创建外键约束

3．唯一性约束

[constraint约束名]

Unique [Clustered/Nonclustered] [(属性名，…，属性名)]

主键约束与唯一约束的区别：

① 在一个表中只能定义一个主键约束，但可定义多个唯一性约束；

② 指定为主键约束的字段不能取null值，但指定为唯一性约束的字段允许取null值。

4．检查约束

[constraint约束名]

Check (条件表达式)

5. 缺省约束

[constraint约束名]

Default 常量

二、删除表中的约束

alter table 表名

drop constraint 约束名,...,约束名

注意：alter语句后面只能跟着一个子句。

三、向表添加约束

alter table 表名

add constraint 约束名 约束定义,...,

constraint 约束名 约束定义

约束定义指：

Primary key [Clustered/Nonclustered] (属性组)

Foreign key(属性组) references 主键表名(属性组)

Unique [Clustered/Nonclustered] (属性组)

Check(条件表达式)

Default 常量 for 属性名

默认对象

①默认对象与默认约束的功能类似。

②默认对象以单独的对象创建，可以绑定到数据库的所有表中。

③默认约束只能绑定到一个表中。

规则

①规则与check约束的功能类似。

① 则以单独的对象创建，可以绑定到数据库的所有表中。

② check约束只能绑定到一个表中。

索引

一、索引的概念：

①索引使用户能快速访问数据表的特定信息。

② 索引必须依附于某个基本表，不能单独存在。

二、索引的类型：

聚集索引：影响数据表的记录顺序

非聚集索引：不会影响数据表的记录顺序

注：一个表只能建立一个聚集索引，但可以建立若干个非聚集索引。

三、创建索引

1．自动创建索引：

。如果在数据表的某个属性设置主键约束或唯一约束，则系统将在这些属性上自动创建唯一索引。

。自动创建的索引随约束的存在而存在，随约束的消失而消失。

2．使用SQL语句创建索引

Create [unique] [clustered/nonclustered] index 索引名

On 表名（属性名[asc/desc], 属性名[asc/desc]）

注：①若未指定clustered，则创建非聚集索引；

②若未指定排序方式，则为ASC；

③text,ntext类型的字段不能指定为索引字段。

四、删除索引：

Drop index 索引名，…，索引名

思考题：创建主键时，如果使主键字段值不影响数据表的记录顺序？

视图

一、视图的特点：

①视图只有结构，没有记录，是虚表；

②一个视图总对应着一个select语句；

③对视图的查询、更新，实际上是对基本表的查询、更新。

二、定义视图：

1．创建视图：

Create view 视图名 [(属性名，…，属性名)]

As 子查询

[with check option]

说明：视图的属性个数必须与子查询中select子句的表达式个数相同。

2．删除视图： Drop view 视图名，…，视图名

三、查询视图：

select */表达式表

from 视图名,…,视图名

[where 条件]

[group by 属性名]

[order by属性名][Asc/Desc]

四、操纵视图：

1．向视图插入一条记录 insert into 视图名[(属性名表)] values(表达式表)

2．修改视图中的数据 update视图名set 属性名=值，…，属性名=值 [where 条件]

3．删除视图中的记录 delete from 视图名 [where 条件]

存储过程

1．什么叫存储过程？

将一组SQL语句，以一个名称存储在数据库中，就形成存储过程。

2．创建存储过程

Create proc存储过程名[@形参名 类型][=常量][output]

As SQL语句序列

说明：

① [=常量]：用于指定形参的默认值；[output]用来指定该形参值是可以返回的。

触发器

一、维护数据完整性的措施：

创建约束 基于一个表创建

创建触发器

创建规则：以单独的对象创建，可以绑定到数据库的所有表中。

事务处理与并发控制

1．什么叫事务？

事务是用户定义的一组操作序列。

③ 事务是并发控制的基本单位。

④ 一个事务包含的诸操作要么都执行，要么都不执行。

1． 事务的属性

原子性：指事务中包含的诸操作要么都执行，要么都不执行。

一致性：事务必须使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。

隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰。

持久性

数据的锁定

一、并发操作与数据不一致性

1．数据不一致性包括三类

丢失修改：指事务1与事务2从数据库中读入同一数据并修改，事务2的提交结果破坏事务1提交的结果，导致事务1的修改被丢失。

不可重复读：指事务1读取数据后，事务2执行更新操作，使事务1无法再现前一次读取结果。

读脏数据：指事务1修改某一数据后，事务2读取该数据，事务1由于某种原因被撤销，这时数据又恢复到原值，事务2读到的数据与数据库中的数据不一致，称为“脏”数据。

2．产生数据不一致性的原因

并发操作破坏了事务的隔离性。

二、并发控制的目标、方法

1．目标：确保DB中的数据一致性。

2．并发事务正确性的原则

几个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与任何一个串行执行的结果相同。

2． 并发控制的方法

DBMS一般采用“封锁”技术，保证并发操作的可串行化。

一、 封锁（Locking）

1． 什么叫封锁？

SQL Server自动强制封锁，并且会将封锁粒度控制在合适的级别，用户不必考虑封锁问题。

2． 封锁类型

排它锁（X锁）：事务T对数据A加X锁，其它事务不能再对A加锁，即其它事务不能读取和修改A。

共享锁（S锁）：事务T对数据A加S锁，其它事务只能再对A加S锁，即其它事务只能读A，不能修改A。

3． 封锁粒度

封锁对象可以是属性列、元组、关系、整个数据库。封锁对象的大小称为封锁粒度。

封锁粒度越小，并发度越高，但并发控制的开销越大。

4． 封锁协议

① 事务T在修改数据A之前，必须对其加X锁，直到事务结束才释放。

② 事务T在读取数据A之前，必须对其加S锁，直到事务结束才释放。

遵循封锁协议，可以解决三种数据不一致性问题：

丢失修改

不可重复读

读“脏”数据

四、死锁和活锁

封锁技术可以解决并发操作的不一致性问题，但也带来新的问题，即死锁和活锁。

1． 死锁：

① 定义：两个事务已经各自锁定一个数据，但是又要访问被对方锁定的数据，造成了循环等待，称为死锁。

② 避免死锁的方法：

顺序封锁法：若规定封锁顺序为A，B，则T1，T2只能先封锁A，再封锁B。

2．活锁：

① 定义：若多个事务请求封锁同一个数据时，其中的某个事务总处于等待状态，则称为活锁。

② 避免活锁的方法：先来先服务

事务可串行化调度：两段锁协议