第7章事務管理

1、第第7 7章章 事務管理事務管理事務管理（事務管理（transaction management）：）： 故障的可能性總是存在的。解決故障的措施有二：故障的可能性總是存在的。解決故障的措施有二：一是盡可能一是盡可能提高可靠性提高可靠性；二是；二是恢復恢復。 這里主要討論發(fā)生故障后，恢復數(shù)據(jù)庫至一致狀這里主要討論發(fā)生故障后，恢復數(shù)據(jù)庫至一致狀態(tài)的技術，即態(tài)的技術，即恢復技術恢復技術。 系統(tǒng)發(fā)生故障時，可能會導致數(shù)據(jù)的丟失系統(tǒng)發(fā)生故障時，可能會導致數(shù)據(jù)的丟失(loss)，要恢復丟失的數(shù)據(jù)，必須有后備副本。要恢復丟失的數(shù)據(jù)，必須有后備副本。 對于恢復，數(shù)據(jù)冗余是必需的！對于恢復，數(shù)據(jù)冗余是必需的！一

2、致一致狀狀態(tài)態(tài)n從文件系統(tǒng)繼承而來，周期性的把磁盤上的數(shù)據(jù)庫轉(zhuǎn)從文件系統(tǒng)繼承而來，周期性的把磁盤上的數(shù)據(jù)庫轉(zhuǎn)儲（儲（dumpdump）到脫機存放的磁帶上。）到脫機存放的磁帶上。失效失效取后備副本取后備副本取后備副本取后備副本取后備副本取后備副本更新丟失更新丟失更新丟失更新丟失取后備副本取后備副本取后備副本取后備副本idididid取后備副本取后備副本id失效失效n 增量轉(zhuǎn)儲（增量轉(zhuǎn)儲（idid） 單純以后備副本為基礎的恢復技術：單純以后備副本為基礎的恢復技術： 優(yōu)點：優(yōu)點：實現(xiàn)簡單，不增加數(shù)據(jù)庫正常運行實現(xiàn)簡單，不增加數(shù)據(jù)庫正常運行時的開銷。時的開銷。 缺點：缺點：不能恢復到數(shù)據(jù)庫的最近一致的

3、狀不能恢復到數(shù)據(jù)庫的最近一致的狀態(tài)。態(tài)。 多用于文件系統(tǒng)以及小型的不重要的數(shù)據(jù)多用于文件系統(tǒng)以及小型的不重要的數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)。庫系統(tǒng)。 運行記錄（運行記錄（log或或journal）由系統(tǒng)維護，一般包由系統(tǒng)維護，一般包括下列內(nèi)容：括下列內(nèi)容： （1 1）前像（）前像（before image,bibefore image,bi） 當數(shù)據(jù)庫被一個事務更新時，所涉及的物理塊更當數(shù)據(jù)庫被一個事務更新時，所涉及的物理塊更新前的映像（新前的映像（imageimage）稱為該事務的）稱為該事務的前像（前像（bibi），前，前像以物理塊為單位；有了前像可以使數(shù)據(jù)庫恢復到像以物理塊為單位；有了前像可以使數(shù)據(jù)庫恢復

4、到更新前狀態(tài)，對應操作更新前狀態(tài)，對應操作undoundo( (撤銷撤銷) )。（2 2）后像）后像(after image,ai)(after image,ai) 當數(shù)據(jù)庫被一個事務更新時，所涉及的物理塊更新當數(shù)據(jù)庫被一個事務更新時，所涉及的物理塊更新后的映像（后的映像（imageimage）稱為該事務的）稱為該事務的后像（后像（aiai），后像也，后像也以物理塊為單位；有了后像，即便更新的數(shù)據(jù)丟失了，以物理塊為單位；有了后像，即便更新的數(shù)據(jù)丟失了，仍然可以使數(shù)據(jù)庫恢復到更新后的狀態(tài)，相當于重做一仍然可以使數(shù)據(jù)庫恢復到更新后的狀態(tài)，相當于重做一次更新，對應操作次更新，對應操作redoredo

5、( (重做重做) ) 。 問題：前像問題：前像(bi)(bi)、后像、后像(ai)(ai)和事務操作的關系？和事務操作的關系？ 修改修改有有前像前像 有有后像后像插入插入沒沒前像前像 有有后像后像刪除刪除有有前像前像 沒沒后像后像（3 3）事務狀態(tài)）事務狀態(tài) 記錄每個事務的狀態(tài)，以便在恢復時作不同的處理記錄每個事務的狀態(tài)，以便在恢復時作不同的處理（commitcommit和和not commitnot commit）。）。事務失敗事務失敗事務開始事務開始活動狀態(tài)活動狀態(tài)操作結束操作結束事務提交事務提交回卷回卷事務結束事務結束 提交提交(commit)(commit)成功執(zhí)行成功執(zhí)行(do al

6、l)(do all)。 回卷回卷(rollback(rollback或或abort)abort)消除事務對數(shù)據(jù)庫的影消除事務對數(shù)據(jù)庫的影響響(do nothing)(do nothing)。 對恢復而言，至少要區(qū)分一個對恢復而言，至少要區(qū)分一個事務是否提交事務是否提交！ 實現(xiàn)方法實現(xiàn)方法最近后備副本最近后備副本 運運 行行 記記 錄錄失效失效最近后備副本最近后備副本 運運 行行 記記 錄錄 基于后備副本與運行記錄的恢復如上圖所示，當數(shù)基于后備副本與運行記錄的恢復如上圖所示，當數(shù)據(jù)庫失效時，取出據(jù)庫失效時，取出最近后備副本最近后備副本，然后根據(jù)，然后根據(jù)運行記錄運行記錄，對未提交的事務用前像卷回

7、對未提交的事務用前像卷回向后恢復向后恢復(backward (backward recovery)recovery)；對已提交的事務，必要時用后像重做；對已提交的事務，必要時用后像重做向前恢復向前恢復(forward recovery)(forward recovery)。 這種恢復技術，需保持運行記錄，這將會影響數(shù)據(jù)這種恢復技術，需保持運行記錄，這將會影響數(shù)據(jù)庫的正常工作速度，但可以使數(shù)據(jù)庫恢復到最近一致狀庫的正常工作速度，但可以使數(shù)據(jù)庫恢復到最近一致狀態(tài)。大多數(shù)商品化態(tài)。大多數(shù)商品化dbmsdbms采用這種恢復技術。采用這種恢復技術。 如果系統(tǒng)中有多個如果系統(tǒng)中有多個dbdb副本，且這些副

8、本具有副本，且這些副本具有獨立獨立的失效模式的失效模式(independent failure mode)(independent failure mode)，則可利用，則可利用這些副本互為備份，用于恢復。這些副本互為備份，用于恢復。 此技術在分布式數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中應用的較多。此技術在分布式數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)中應用的較多。 近年來，由于硬件價格的下降，也采用鏡像磁盤近年來，由于硬件價格的下降，也采用鏡像磁盤(mirrored disks)(mirrored disks)技術。技術。 寫數(shù)據(jù)時，兩個磁盤寫數(shù)據(jù)時，兩個磁盤都寫入同樣的內(nèi)容。都寫入同樣的內(nèi)容。 當一個磁盤的數(shù)據(jù)丟當一個磁盤的數(shù)據(jù)丟失時，可以用另

9、一個磁盤失時，可以用另一個磁盤的數(shù)據(jù)來恢復。（的數(shù)據(jù)來恢復。（兩盤同兩盤同時故障的概率可以假設為時故障的概率可以假設為零！零?。┐疟P磁盤1 1磁盤磁盤2 2控制器控制器1 1控制器控制器2 2cpu1cpu1cpu2cpu2 鏡像磁盤系統(tǒng)鏡像磁盤系統(tǒng) 下面主要討論第二種恢下面主要討論第二種恢復技術。復技術。3.3.前像文件前像文件 可以看成一個堆文件。每個物理塊有個塊標識符可以看成一個堆文件。每個物理塊有個塊標識符bidbid（block identifierblock identifier）。）。bidbid由由tidtid、關系名和邏輯、關系名和邏輯塊號組成。塊號組成。邏輯塊號在關系中是唯

10、一的。邏輯塊號在關系中是唯一的。如果一個事如果一個事務需要卷回，可以在前像文件中找出該事務的所有前務需要卷回，可以在前像文件中找出該事務的所有前像塊，按照邏輯塊號寫入到關系的對應塊，從而消除像塊，按照邏輯塊號寫入到關系的對應塊，從而消除該事務對數(shù)據(jù)庫的影響。該事務對數(shù)據(jù)庫的影響。 undo undo滿足冪等性滿足冪等性: : undo(undo(undo undo(undo(undoundo(x)=undo(x)undo(x)=undo(x)因此，因此，undoundo失敗可以再失敗可以再undo!undo! 4. 4.后像文件后像文件 結構與前像文件相仿，不過記的是后像。在恢復結構與前像文件

11、相仿，不過記的是后像。在恢復時，可按提交事務表中的事務次序，按邏輯塊號，時，可按提交事務表中的事務次序，按邏輯塊號，寫入其后像。這相當于按提交的次序重做各個事務。寫入其后像。這相當于按提交的次序重做各個事務。redoredo滿足冪等性滿足冪等性: :redo(redo(redoredo(redo(redoredo(x)=redo(x)redo(x)=redo(x) 問題：問題：undoundo操作需要按照事務的次序嗎？為什么？操作需要按照事務的次序嗎？為什么？ 取后備復本后，之前的運行記錄就失去了價值，對取后備復本后，之前的運行記錄就失去了價值，對恢復來說，只要保留最近后備復本以后的運行記錄。

12、但恢復來說，只要保留最近后備復本以后的運行記錄。但運行記錄仍可能很大?？刹捎孟铝写胧p小運行記錄規(guī)運行記錄仍可能很大?？刹捎孟铝写胧p小運行記錄規(guī)模。模。1.1.不保留已提交事務的前像不保留已提交事務的前像2.2.有選擇性的保留后像有選擇性的保留后像3.3.合并后像（對給定邏輯塊號的物理塊，如多次更新，合并后像（對給定邏輯塊號的物理塊，如多次更新，可只保留最近的后像）可只保留最近的后像） 如何判斷該做如何判斷該做undoundo還是還是redoredo呢？下一節(jié)，將解決這呢？下一節(jié)，將解決這個問題。個問題。 1 提交規(guī)則（提交規(guī)則（commit rule） 后像必須在事務提交前，寫入非易失性存

13、儲器（后像必須在事務提交前，寫入非易失性存儲器（db或或log）。）。 更新事務執(zhí)行時，應遵守下兩條規(guī)則：更新事務執(zhí)行時，應遵守下兩條規(guī)則：2 先記后寫規(guī)則（先記后寫規(guī)則（log ahead rule） 如果后像在事務提交前寫入數(shù)據(jù)庫，則必須把前像如果后像在事務提交前寫入數(shù)據(jù)庫，則必須把前像先寫入先寫入log。 在執(zhí)行一個更新事務時，按后像寫入在執(zhí)行一個更新事務時，按后像寫入dbdb的時間，有的時間，有三種可能的方案。三種可能的方案。即后像不能僅留在內(nèi)存中！即后像不能僅留在內(nèi)存中！a) 后像在事務提交前完全寫入后像在事務提交前完全寫入dbtid active listb.i log(按按log

14、 ahead rule)a.i dbtid commit listdelete tid from active list在這種情況下，如果出現(xiàn)故障，如何恢復？在這種情況下，如果出現(xiàn)故障，如何恢復？restartrestart時，對每個時，對每個tidtid，查兩個，查兩個listlist：commit listactive list undo delete tid from active list nothing to dob) 后像在事務提交后寫入數(shù)據(jù)庫后像在事務提交后寫入數(shù)據(jù)庫tid active lista.i log (按按commit rule)tid commit lista.i

15、db delete tid from active listrestartrestart時，對每個時，對每個tidtid，查兩個，查兩個listlist：commit listactive list delete tid from active list redo, delete tid from active list nothing to doc) 后像在事務提交前后寫入數(shù)據(jù)庫后像在事務提交前后寫入數(shù)據(jù)庫tid active lista.i, b.i log(按按2 rules)a.i db (partially done)tid commit lista.i db (completed)

16、delete tid from active list在這種情況下，如果出現(xiàn)故障，如何恢復？在這種情況下，如果出現(xiàn)故障，如何恢復？commit listactive list undo redo, delete tid from active list nothing to do思考：方案思考：方案3均勻的將寫入均勻的將寫入db的的i/o操作分散在事務操作分散在事務提交前后，有什么優(yōu)點？提交前后，有什么優(yōu)點？ 有利于磁盤均衡負載有利于磁盤均衡負載 一個事務常常要給用戶發(fā)送有影響的消息一個事務常常要給用戶發(fā)送有影響的消息(message)，不是指需要用戶輸入的指示消息不是指需要用戶輸入的指示消息

17、。 例如：例如：“付款付款2000元元”以及以及“立即執(zhí)行下一步處理立即執(zhí)行下一步處理”等。等。 發(fā)送消息也是事務執(zhí)行結果的一部分，應該遵循發(fā)送消息也是事務執(zhí)行結果的一部分，應該遵循“要么不做，要么全做要么不做，要么全做”的原則。的原則。但是，消息往往難但是，消息往往難以用以用“undo”操作來消除其影響。操作來消除其影響。 因此，在事務結束前，消息不能發(fā)出，只有等事務因此，在事務結束前，消息不能發(fā)出，只有等事務結束后才能發(fā)出。結束后才能發(fā)出。帶來什么問題？帶來什么問題？mmtiti消息消息1 1消息消息2 2mmmm終端終端消息（消息（msgmsg）確認（確認（ackack）思考：系統(tǒng)失效時

18、，要做思考：系統(tǒng)失效時，要做undoundo和和redoredo操作；然而操作；然而atlatl長度有限，長度有限，ctlctl可能較長?？赡茌^長。這將導致什么結果？這將導致什么結果？ 由于事務可以在提交前和提交后將數(shù)據(jù)的后像分別寫入數(shù)據(jù)庫，由于事務可以在提交前和提交后將數(shù)據(jù)的后像分別寫入數(shù)據(jù)庫，因而對因而對ctlctl中的事務只能全部做中的事務只能全部做redoredo，很費時（可能，很費時（可能ctlctl中的很中的很多事務已經(jīng)完成將后像寫入數(shù)據(jù)庫，但鑒別代價很大）。多事務已經(jīng)完成將后像寫入數(shù)據(jù)庫，但鑒別代價很大）。最近后備副本最近后備副本失效失效運行記錄運行記錄最近后備副本最近后備副本c

19、pcpcpcpcp運行記錄運行記錄失效失效 顯然，在最近檢查點以前提交的顯然，在最近檢查點以前提交的事務，恢復時，不用事務，恢復時，不用redo。 取取cpcp過程一般如下：過程一般如下： 暫停事務的執(zhí)行；暫停事務的執(zhí)行； 寫入上一個寫入上一個cpcp以后所提交事務的后像；以后所提交事務的后像； 在在loglog的的ctlctl中記下檢查點；中記下檢查點； 恢復事務的執(zhí)行?；謴褪聞盏膱?zhí)行。 取取cpcp很影響系統(tǒng)的正常運行，而只有在發(fā)生系統(tǒng)失很影響系統(tǒng)的正常運行，而只有在發(fā)生系統(tǒng)失效時，才有其減少效時，才有其減少redoredo工作量的效益。工作量的效益。 修復系統(tǒng)，必要時更新磁盤；修復系統(tǒng)，

20、必要時更新磁盤； 如果系統(tǒng)（如果系統(tǒng)（osos和和dbmsdbms）崩潰，重新啟動系統(tǒng)；）崩潰，重新啟動系統(tǒng)； 加載最近后備副本；加載最近后備副本； 用用loglog中的后像重做取最近后備副本后提交的所有事務。中的后像重做取最近后備副本后提交的所有事務。 恢復措施：恢復措施：1.1.串行訪問串行訪問(serial access)(serial access)事務順序執(zhí)行。事務順序執(zhí)行。dbmst3t2t1時時 間間t1t2t32.2.并發(fā)訪問并發(fā)訪問(concurrent access)(concurrent access)dbmsdbms可同時接納可同時接納多個事務，事務可在時間上重疊執(zhí)行。

21、多個事務，事務可在時間上重疊執(zhí)行。dbmst1t2t3時時 間間t1t2t31.1.提高系統(tǒng)資源利用率；提高系統(tǒng)資源利用率；2.2.改善短事務響應時間。改善短事務響應時間。 例如，兩個事務例如，兩個事務t t1 1和和t t2 2， t t1 1長，先交付；長，先交付； t t2 2短，稍短，稍后交付，如果串行執(zhí)行，則后交付，如果串行執(zhí)行，則t t2 2必須等必須等t t1 1，響應時間很長。，響應時間很長。丟失丟失 事務若不加控制的并發(fā)執(zhí)行，會產(chǎn)生什么問題？事務若不加控制的并發(fā)執(zhí)行，會產(chǎn)生什么問題？ 1. 1.丟失更新（丟失更新（lost updatelost update） t1read(

22、x)x:=x+1write(x) t2read(x)x:=2*xwrite(x)時時間間t1t2read(x)read(x)x:=x+1write(x)x:=2*xwrite(x)問題：為什么會發(fā)生丟失更新？問題：為什么會發(fā)生丟失更新？ 由兩個事務對同一數(shù)據(jù)并發(fā)寫入引起，由兩個事務對同一數(shù)據(jù)并發(fā)寫入引起，稱為稱為“寫寫- -寫沖突寫沖突”(write-write (write-write conflict)conflict)臟數(shù)據(jù)臟數(shù)據(jù) 2. 2.讀臟數(shù)據(jù)（讀臟數(shù)據(jù)（dirty readdirty read） t1write(t)rollback t2read(tx)read(ty)時時間間t

23、1t2read(tx)write(t)read(ty)rollback問題：為什么會發(fā)生讀臟數(shù)據(jù)？問題：為什么會發(fā)生讀臟數(shù)據(jù)？ 由于一個事務讀取另一個更新事務尚未由于一個事務讀取另一個更新事務尚未提交的數(shù)據(jù)引起，稱為提交的數(shù)據(jù)引起，稱為“讀讀- -寫沖寫沖突突”(read-write conflict)(read-write conflict)x已改變已改變 3. 3. 讀值不可復現(xiàn)（讀值不可復現(xiàn)（unrepeatable read) unrepeatable read) t1read(x)read(x) t2write(x)時時間間t1t2read(x)write(x)read(x)問題：為

24、什么會發(fā)生讀值不可重現(xiàn)？問題：為什么會發(fā)生讀值不可重現(xiàn)？ 由兩個事務對同一數(shù)據(jù)并發(fā)讀寫引起，由兩個事務對同一數(shù)據(jù)并發(fā)讀寫引起，問題出在問題出在“寫寫”操作上操作上 事務并發(fā)執(zhí)行時可能會有兩種沖突：事務并發(fā)執(zhí)行時可能會有兩種沖突： 寫寫、讀寫；寫寫、讀寫； 寫寫寫寫沖突在任何情況下都應避免，沖突在任何情況下都應避免，讀寫讀寫沖突一沖突一般情況下應避免，但某些應用場合可以容忍。般情況下應避免，但某些應用場合可以容忍。 思考：多個事務并發(fā)執(zhí)行，結果怎么估計？思考：多個事務并發(fā)執(zhí)行，結果怎么估計？ 設設writewrite簡寫為簡寫為w w，readread為為r r，r r和和w w用其所屬事務號為

25、用其所屬事務號為下標，上圖的調(diào)度可表示為：下標，上圖的調(diào)度可表示為： s=s=r r1 1(x)(x)w2(x)w2(x)r r1 1(x)(x) 對同一事務集對同一事務集, ,可能有很多種調(diào)度。可能有很多種調(diào)度。 如果其中兩個調(diào)度如果其中兩個調(diào)度s1s1和和s2s2，在數(shù)據(jù)庫的任何初始狀，在數(shù)據(jù)庫的任何初始狀態(tài)下，所有讀出的數(shù)據(jù)都一樣，留給數(shù)據(jù)庫的最終狀態(tài)態(tài)下，所有讀出的數(shù)據(jù)都一樣，留給數(shù)據(jù)庫的最終狀態(tài)也一樣，則稱也一樣，則稱s1s1和和s2s2是等價的，又稱為是等價的，又稱為目標等價目標等價(view (view equivalence)equivalence)。偏重語義，難以判斷！偏重語

26、義，難以判斷！ 還有一種更實用的等價定義，稱為還有一種更實用的等價定義，稱為沖突等價沖突等價(conflict(conflictequivalence)equivalence)。 容易實現(xiàn)！容易實現(xiàn)！ 沖突操作有讀沖突操作有讀- -寫沖突和寫寫沖突和寫- -寫沖突兩種，可表示為：寫沖突兩種，可表示為： ri(x)和和wj(x) wi(x)和和wj(x) (i j) 沖突操作的執(zhí)行次序會影響執(zhí)行結果，不沖突操沖突操作的執(zhí)行次序會影響執(zhí)行結果，不沖突操作的次序可以互換，不致影響執(zhí)行結果。作的次序可以互換，不致影響執(zhí)行結果。 凡是通過調(diào)換凡是通過調(diào)換s s中不沖突操作得到的新的調(diào)度，稱中不沖突操作得

27、到的新的調(diào)度，稱為為s s的沖突等價調(diào)度的沖突等價調(diào)度。 如果兩個調(diào)度是沖突等價的，一定是目標等價的；如果兩個調(diào)度是沖突等價的，一定是目標等價的；反之未必！反之未必！ 若調(diào)度若調(diào)度s s在數(shù)據(jù)庫中產(chǎn)生的效果，與這組事務的某個在數(shù)據(jù)庫中產(chǎn)生的效果，與這組事務的某個串行執(zhí)行序列的結果相同，則稱這個串行執(zhí)行序列的結果相同，則稱這個調(diào)度調(diào)度s s是可串行化的是可串行化的（serializableserializable）。 例如，對事務集例如，對事務集t1,t2,t3的一個調(diào)度：的一個調(diào)度： s = r2(x) w3(x) r1(y) w2(y)s= r1(y) r2(x) w2(y) w3(x) s

28、是串行調(diào)度，故是串行調(diào)度，故s是沖突可串行化的，也是目標可串是沖突可串行化的，也是目標可串行化的！行化的！沖突可串行化的調(diào)度一定是目標可串行化的嗎？沖突可串行化的調(diào)度一定是目標可串行化的嗎？目標可串行化的調(diào)度一定是沖突可串行化的嗎？目標可串行化的調(diào)度一定是沖突可串行化的嗎？目標可串行化的調(diào)度未必是沖突可串行化！目標可串行化的調(diào)度未必是沖突可串行化！ 例如，調(diào)度例如，調(diào)度s=r1(x)w2(x)w1(x)w3(x)無沖突等價調(diào)度，但卻可以找到一個調(diào)度無沖突等價調(diào)度，但卻可以找到一個調(diào)度s： s=r1(x)w1(x)w2(x)w3(x)與與s目標等價。目標等價。目標可串行化目標可串行化沖突可串行化

29、沖突可串行化 多個事務串行執(zhí)行后，多個事務串行執(zhí)行后，db仍保持一致狀態(tài)。可串行仍保持一致狀態(tài)?？纱谢{(diào)度與事務的某個串行執(zhí)行等價。當然也保持數(shù)據(jù)庫化調(diào)度與事務的某個串行執(zhí)行等價。當然也保持數(shù)據(jù)庫的一致狀態(tài)，因此，在一般的的一致狀態(tài)，因此，在一般的dbms中，都是以中，都是以可串行可串行化作為并發(fā)控制的正確性準則！化作為并發(fā)控制的正確性準則！s= w3(y)r1(x)r2(y)w3(x)w2(x)w3(z)r4(z)w4(x)t1t2t3t4t t4 4隊列隊列:t:t1 1,t,t3 3,t,t2 2 封鎖法是最基本的并發(fā)控制方法之一，它可封鎖法是最基本的并發(fā)控制方法之一，它可以有多種實現(xiàn)

30、方式。以有多種實現(xiàn)方式。 x locksx locks：only one type of lock, for both only one type of lock, for both read and writeread and write*two phase lockingndef1: in a transaction, if all locks precede all unlocks, then the transaction is called two phase transaction. this restriction is called two phase locking prot

31、ocol.ndef2: in a transaction, if it first acquires a lock on the object before operating on it, it is called well-formed. t1lock alock block cunlock aunlock bunlock c t2lock alock bunlock aunlock block cunlock c2plnot 2plgrowing phaseshrinking phasentheorem: if s is any schedule of well-formed and 2

32、pl transactions, then s is serializable.(王書p151證明)1)well-formed+2pl: serializable2)well-formed+2pl+unlock update at eot: serializable and recoverable.(不會有多米諾現(xiàn)象)3)well-formed+2pl+holding all locks to eot: strict two phase locking transaction.(s,x) s lockif read access is intended.x lockif update access is intended. 待加待加 已有已有nlsxnlyyysyynxynn(s,u,x) (s