两阶段封锁协议
一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议
上海理工大学学报第31卷 第3期J.University of Shanghai for Science and TechnologyVol.31 No.3 2009文章编号:1007-6735(2009)03-0237-05收稿日期:2008-01-16作者简介:姚新苗(1983-),女,硕士研究生.E -mail:yao xinmiao 1@一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议孙 红, 姚新苗(上海理工大学光电信息与计算机工程学院,上海 200093)摘要:分析了当提交状态参与者允许执行状态的参与者访问其数据时,由数据冲突访问而引起的各种依赖关系,提出了一种基于两阶段封锁的乐观提交协议(OCP).让参与者先发送一个W ORK -ST ART ED 消息来代替WORKDONE 消息,考虑依赖关系,允许只包含提交依赖的访问者发送WORKSTARTED 消息来解除阻塞,从而减少了事务提交的处理时间,也消除了级联撤销.关键词:提交;撤销;WORKST ART ED 消息;WORKDONE 消息中图分类号:TP 311.133 文献标志码:AA distributed real time commit protocol basedon two -phase lockingSUN H ong, YAO Xin -miao(School of Optical -Electrical and Com put er Engineering,Univer sity of Shanghai forS cience an d Techn ology ,Shan ghai 200093,China )Abstract:All kinds of dependencies that may arise due to data access conflicts in executing -com -mitting transaction were analyzed,when a committing cohort is allowed to lend its data to an execu -ting cohort.An optimistic commit protocol based on two phase locking (OCP)was then proposed,in which WORKSTARTED message is sent in place of WORKDONE message just before the start of processing phase of the cohort.Furthermore,in case of dependency,borrower with only commit de -pendency is allowed to send WO RKSTARTED message instead of being blocked.This reduces the time needed for commit processing and is free from cascaded aborts.Ke y words:com m it ;a bor t ;WORKSTARTED m essa ge ;WORKDONE m essage 一个实时数据库系统在处理分布式数据时应该保持数据一致性,同时也要满足和事务相关的时间约束,尤其是对事务截止期而言.为了解决事务截止期问题,一个重要因素就是要解决事务之间的数据访问冲突.通常一个事务的生命期分成两个阶段,即执行阶段和提交阶段[1].在执行阶段,一个事务的一系列操作是分布在系统中的不同站点上.而在提交阶段,往往通过提交协议来保证事务的原子性.数据冲突可以发生在执行阶段的两个事务之间(执行-执行冲突),也可以发生在执行阶段的一个事务和提交阶段的一个事务之间(执行-提交冲突).虽然,两个执行事务的数据冲突在一定程度上可以得到解决,但是发生在执行提交阶段的事务间的数据冲突却不能得到很好的解决.分布式实时数据库系统中的提交过程很大程度上增加了事务执行时间,这也影响了系统处理事务截止期的能力.因此,对分布式上海理工大学学报2009年第31卷实时数据库系统而言,设计一个好的提交协议对故障恢复,恢复速度和正常处理都起到重要作用.本文的工作就是分析在执行-提交阶段的参与者更新操作时,由数据访问冲突而引起的各种依赖关系,然后提出了一种基于两阶段封锁的实时乐观提交协议OCP.参与者的执行阶段被划分成为两部分,即封锁阶段和处理阶段,在处理阶段开始前,参与者先发送一个WORKSTARTED 消息来代替WORKDONE 消息.由于数据争夺只发生在封锁阶段,参与者只能等待.一旦它获得了所需要的锁,事务要么完成提交,要么由于更高级别的事务或者它的截止期到期而撤销.考虑依赖关系,允许只有包含提交依赖的访问者发送WORKST ART ED 消息来解除阻塞[2-5].这就减少了事务提交处理的时间,同时也可以消除级联撤销.为了保证事务的A CID 特性,在发送YES -VOTE 消息之前必须检查处理过程的完整性,去除参与者的依赖关系.1 分布式实时数据库系统分布式实时数据库系统仿真模型的结构,主要由系统模型、网络模型、参与者执行模型和数据库模型所组成,如图1所示.图1 分布式实时数据库系统模型Fig.1 Distrib uted real time datab ase system model1.1 系统模型在分布式数据库系统模型中,全局数据库被划分为本地数据库的集合存储在不同的站点上.每个站点都有事务生成器、事务管理器、并发控制器、CPU 、准备队列、本地数据库、通信接口、等待队列和汇总组成.事务生成器负责生成一个标有内部到达时间的事务,它独立于其他站点生成的事务.每个站点会生成两种类型的事务:全局事务和本地事务.事务管理器就协调者的行为在远程站点上生成参与者.参与者在对数据对象进行任何操作之前,必须通过并发控制组件获得该数据项上的锁.如果要求被拒绝,那么就把该参与者放入等待队列.如果所需的锁被释放并且获得所有锁的话,该等待中的参与者被激活.一旦参与者获得了它所需的全部锁后,就能访问内存,对数据项进行计算操作.最后,参与者提交或者撤销事务,同时释放它所占有的全部锁.模型中的汇总部件负责统计已经提交或者被撤销事务.1.2 数据库模型和网络模型数据库作为数据项的集合均匀地分布在各个站点上.当事务对数据项提出申请,就对该数据项执行并发控制.这里不考虑不同站点上数据项存在副本.通信网络连接各个站点.由于系统中没有全局共享内存,所有站点通信都必须通过通信网络.所以,网络管理器起到通信网络的作用.1.3 封锁机制大多数事务并发控制技术都是基于对数据项进行封锁.事务都要按照两阶段封锁协议,先对所有的操作数据加锁,然后释放所有操作数据上的锁.其中,有一种严格2PL 或者是静态2PL,它要求事务在执行之前,获得它所要访问数据的所有锁,如果没有获得所需的所有锁,该事务就处于等待状态,直到它获得所需的全部锁.1.4 参与者执行模型分布式事务执行模型中有两种:串行和并行.在串行执行模型中,每个执行站点最多只有一个事务的参与者在执行,同一时间只能有一个参与者是活动状态.然而,在并行执行模型中,事务的协调者向远程站点发送请求消息来激活参与者,让它们列出在该站点所有需要执行的操作,然后参与者以并行的方式在同一时间开始执行.本文中提到的就是以并行方式执行参与者.1.5 模型假设假设所有的事务都是稳实时事务,模型中的每个事务都是以协调者进程的形式存在,这些进程在事务的原始站点执行,而参与者在所需数据项所在的远程站点执行.如果事务访问列表中存在本地数据,那么参与者就在本地执行.同样,在访问数据项238第3期孙红,等:一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议之前,参与者必须获得数据项上的锁.同时还有如下假设:a.事务处理需要使用CPU和驻留在本地站点或远程站点的数据;b.一个站点的事务到达独立于其他站点的事务到达,使用泊松分布;c.每个事务预先声明读操作和写操作;d.如果一个参与者已经存在于另一个参与者依赖集中,就不允许另一个参与者进行读或更新操作;e.如果协调者在该站点事务截止期前完成提交决定,那么这个分布式实时事务就能提交.2数据访问冲突及解决策略在冲突模式下进行数据共享会产生冲突事务间的依赖关系,从而限制它们提交顺序.分布式实时数据库系统中的实时事务可归为3种类型[6]:盲写模式(只写),更新模式(先读后写)和只读模式.2.1更新模式更新数据项往往比查询数据项更加复杂.更新意味着改变数据库中的数据,同时还要满足一些条件.当一个参与者更新数据项时,需要实施和控制所有约束,从而使该参与者的行为与其他参与者行为不发生冲突,同时,由于一些事务的并行执行,数据库必须保持一致性.2.1.1依赖关系的类型及其定义假设一个参与者要更新数据项x,它就要申请写锁.提到的依赖关系定义如下:提交依赖(CDS)如果事务T2要更新的数据项正被事务T1读取,那么事务T2提交依赖于事务T1,事务T2不允许提交直到事务T1提交完成.所有提交依赖于事务T的事务所组成的集合称为T的提交依赖集,记为CDS(T),即CDS(T)= {Ti|Ti CD T}.撤销依赖(ADS)如果事务T2读取或更新一个未提交的数据项x,该数据项被事务T1改写,那么事务T2撤销依赖事务T1.如果事务T1撤销,事务T2也得撤销.事务T1没有提交,事务T2也不允许提交.所有撤销依赖于事务T的事务所组成的集合称为T的撤销依赖集,记为ADS(T),即A DS(T) ={T i|T i AD T}.2.1.2不同数据冲突情况下的依赖关系类型在发生数据冲突时,往往会出现以下3种情况:情况1读写冲突事务T2要求对数据项加写锁,但是事务T1已经对该数据项加了读锁,那么事务T2提交依赖于事务T1.把事务T2的事务号添加到CDS(T1)中,事务T2就能获得写锁.情况2写写冲突如果事务T2要求更新数据项,但是事务T1已经对该数据项加了写锁,而且H F(T1)\minH F,那么事务T2撤销依赖于事务T1,把事务T2的事务号添加到ADS(T1)中,事务T2就能获得写锁;否则,事务T2被阻塞.情况3写读冲突如果事务T2要求对数据项加读锁,但事务T1已经加了写锁,且H F(T1)\minH F,那么事务T2撤销依赖于事务T1,把事务T2的事务号添加到ADS(T1)中,事务T2就能获得读锁;否则,事务T2被阻塞.基于上述部分讨论的不同数据冲突的情况,锁管理器在冲突模式下对数据项访问的处理过程如下:If(T2CD T1){CDS(T1)=CDS(T1)G{T2};T2is g ranted Update lock;}else if((T2AD T1)AND(H F(T1)\M inH F)) {ADS(T1)=ADS(T1)U{T2};T2is g ranted the requested lo ck(read or Up-date);}else T2w ill be blocked;2.2提交决定处理当事务T2访问被事务T1锁定的数据时,就会出现以下3种情况:a.事务T1在事务T2局部数据处理完之前收到全局决定.此时若决定提交,则T1提交;若是撤销,则(a).撤销事务T1的ADS中的所有事务;(b).从事务T1的CDS中按照某种并发控制策略选择一个事务执行.b.事务T2在事务T1收到全局决定之前完成局部数据处理.此时事务T2不能向其协调者发出/W ORKDONE0消息,因此该全局事务就不能够进入提交阶段,必须等待事务T1接收到全局决定或自己超过截止期.c.事务T2在事务T1收到全局决定之前撤239上海理工大学学报2009年第31卷销.在这种情况下,事务T2的更新无法完成,事务T2将从事务T1的依赖集中清除.3OC P协议描述分布式实时数据库系统中事务执行过程的关键任务就是要保证事务的从始至终,即事务的原子提交问题.因此,将设计一个新的实时提交协议,该协议减少了每个事务提交的持续时间,允许有序的锁的共享,并且能尽快地释放锁,从而减少其他事务的等待时间.协议的基本描述如下:a.由于CPU、磁盘等资源限制或者数据竞争,事务的执行可能会被延迟,参与者不得不在封锁阶段处于等待状态.因此,把事务的执行阶段分为封锁阶段和处理阶段两部分.参与者的执行步骤为(a).在封锁阶段,事务给数据项加锁.(b).在处理阶段开始前,参与者发送WORK-ST ART ED消息给协调者,然后执行.(c).协调者在收到所有参与者的WORK-ST ART ED消息后,在t时刻发送PREPARE消息,公式为T=max{t i+processing_tim e i}-T com其中,t i 为参与者i发送WORKSTARTED消息到达的时间;processing_time i为参与者i需要处理的时间; T com为通信延迟的时间.b.如果参与者T2使用了其他参与者加锁的脏数据项,那么就会出现3种依赖关系之一:T2提交依赖于其他参与者;T2撤销依赖于其他参与者;T2同时提交依赖和撤销依赖于其他参与者.当事务T2在事务T1收到全局决定之前完成局部数据处理,此时事务T2不能向其协调者发出/WORKDONE0消息,直到事务T1接收到全局决定.但是,允许提交依赖关系中的事务T2发送/WORKSTARTED0消息,因为事务T1的撤销不会级联到事务T2的撤销.因此,根据依赖关系的类型有以下两种决定.如果事务T2仅仅是提交依赖于其他参与者,则允许它向其协调者发送/WORKST ART ED0消息.这可以解除级联撤销,因为T1的撤销没有导致T2的撤销.如果事务T2撤销依赖于其他参与者或者是既提交依赖又撤销依赖于其他参与者,则不允许它向其协调者发送/WORKSTARTED0消息.这样,协调者就无法提交.也就是说,它必须等待事务T1接收到全局决定或自己超过截止期.c.当参与者的依赖关系被消除,事务执行完成后,就能发送/YES-VOTE0消息来回复协调者发送的/PREPARE0消息.如果参与者之间仍然存在依赖关系或者执行过程未完成,则/YES-VOTE0消息将会延迟,直到依赖关系全部消除和执行过程完成才能发送.d.参与者的CPU调度算法(a).当两个参与者准备在同一处理器中执行时,首先调度优先级高的参与者;(b).在封锁阶段,如果优先级高的参与者(T h)到达时,优先级低的参与者(T L)被撤销,且T L释放其所有封锁的数据项;(c).参与者在取得CPU和优先权的基础上才能处理完成;在T L处理过程期间,一旦有更高优先级的参与者T h到达时,T L被撤销并释放其所有封锁的数据项.根据以上各方面的讨论,该协议完整的伪代码如下所示:if(T1receives glo bal decision befor e,T2is g oing to start processing phase after g etting all lo cks)M第一种情况{ONE:if(T1.s global decision is to com mit){T1enter s in the decision phase;A ll cohorts in ADS(T1)and CDS (T1)w illexecute as usual;Delete set of ADS(T1)and CDS(T1);}else M T1接收到的全局决定是撤销{T1aborts;The cohorts in CDS(T1)w ill execute asusual;Transaction in ADS(T1)w ill be abo rted;Delete sets of ADS(T1)and CDS(T1);} else if(T2is going to start pr ocessing phase afterg etting all locks befo re,T1receives g lobaldecision)M第二种情况{check ty pe of dependencies;if(T2.s dependency is co mmit o nly)T2sends WORKSTARTED message;else{T2is blocked for sending WORKSTA RTED m essage;w hile(!(T1receive global decision OR T2 m isses deadline))240第3期孙红,等:一种基于两阶段封锁的分布式实时提交协议{if(T2misses deadline){U ndo com putation o f T2;Abo rt T2;Delete T2from CDS(T1)&ADS (T1);}else GoTo ONE;}}}else M T2is aborted by higher transactio n before,T1receives decisio n第三种情况{U ndo com putation o f T2;Abo rt T2;Delete T2fro m CDS(T1)&ADS(T1);}} 4结论在大型网络中,通信和队列延迟已经成为了瓶颈.本文提出的协议允许参与者在处理阶段开始前发送WORKSTARTED消息来代替WORKDONE 消息,这样能够将消息传输时间和参与者的处理时间进行叠加,从而减少这个事务的完成时间.如果在参与者之间只有提交依赖,那么允许访问者发送WORKSTARTED消息.若被访问者被撤销,只有提交依赖的访问者不必撤销,从而可以消除级联撤销.同时,也减少了访问者的阻塞期.参考文献:[1]LA M K Y,PA N G C L,SON S H,et al.Reso lving exe-cuting-comm itting conflicts in distr ibut ed r ea-l time da-tabase sy stems[J].T he comput er Journal,1999,42(8):674-692.[2]QI N B,L IU Y.H ig h perfo rmance distr ibuted r eal t imeco mmit pro tocol[J].Journal of Sy stems and Softw are,Elsevier Science Inc,2003,68(2):145-152.[3]HA RIT SA J,RA M A M RI T H AM K,G U PT A R.T hePRO M PT real t ime commit pro tocol[J].IEEE T r ans-actio n on P arallel and Distributed Sy stems,2000,11(2):160-181.[4]GU PTA R,HARIT SA J,RAM AM RIT HAM K,et al.Commit processing in distributed real time database sys-tems[C]M Proceedings of Rea-l time Systems Symposium,San Francisco:IEEE Computer Society Pr ess,1996,220-229.[5]GU PT A R,H A RIT SA J,R A M AM RIT H A M K.M or eoptimistic about real time distributed commit pro cess-ing[C]M Pr oceeding s o f R ea-l T ime Systems Sympos-ium.San F rancisco:I EEE Computer Society Pr ess,1997,123-133.[6]RA M AM RIT H A M K.Rea-l t ime databases[J].Dis-tr ibut ed and P arallel Databases,1993,1(2):199-226.(上接第236页)6结论a.引入转换温度的理念,作了定量研究,得到关于蒸气压缩制冷循环的蒸发温度与吸热转换温度、冷凝温度与放热转换温度线性关系表达式,与不考虑不可逆压缩、节流循环相比更符合工程实际.b.无因次熵产率值表明蒸气压缩制冷循环的不可逆性程度热力完善度;无因次制冷率的大小标志着一个循环的制冷能力大小,根据实际工程应用的技术参数可由计算后得到.c.在不增加不可逆传热温差情况下,环境温度不变,可以通过提高低温热源和降低性能参数比的方法提高制冷率.实际冷凝温度要比理想可逆循环分析方法所得冷凝温度低,实际蒸发温度则比理想可逆所得温度高,更符合实际应用.d.基于有限时间热力学建立的模型定性、定量地反映循环中的温差不可逆因素的作用,建立更为一般、适用范围宽广的循环模型,突出了热力学第二定律在有限时间热力学分析中的应用,为实际蒸气压缩制冷循环最佳温差运行参数的确定,提供了理论依据与实践证明.参考文献:[1]沈维道,蒋智敏,童钧耕.工程热力学[M].第3版.北京:高等教育出版社,2001.[2]傅秦生.能量系统的热力学分析方法[M].西安:西安交通大学出版社,2005.[3]余敏,马俊杰,杨茉,等.换热器特性参数与热力性能熵产分析[J].热能动力工程,2007,22,(4):399-403. [4]王文化,陈林根,孙丰瑞.实际闭式中冷回热燃气轮机循环的效率优化[J].中国电机工程学报,2006,26(1):12-15.241。
封锁协议
• 死锁比造成数据库不一致要 好，因为死锁可以通过DBMS 回滚某事务加以解决；而…
2020/4/9
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§11.1封锁协议
➢饿死问题
✓ 锁的授予：
• 事务申请对某 数据项加某种 类型的锁；
• 没有其他事务 在该数据项上 持有与该事务 所申请的锁不 相容的锁；
• 此时，并发控 制管理器才可 以授予锁。
✓ 举例：
• 事务T12必须对数据项a1加排
他锁，结果导致……
2020/4/9
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§11.1封锁协议
➢锁的转换
✓ 问题的解决：
• 事实上，只是在T12写a1的时候 才需要对a1加排他锁；
• 这样调度中的事务可以按其提交的顺序串行化；
• 事务提交的顺序与前面讲的封锁点顺序一致吗？
2020/4/9
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§11.1封锁协议
➢锁的转换
✓ 问题的提出：
• 如果事务一开始就申请排他 锁并获得该锁，那么其他事 务只能在该事务提交之后才 有可能获得锁而继续执行；
• 也就是说，加强的两阶段封 锁协议虽然保证了调度不会 发生级联回滚，但却降低了 事务之间的并发度。
✓ 只有在并发控制管理器授予事务所需要的锁
之后，事务才能继续其操作。
2020/4/9
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§11.1封锁协议
➢一个数据项上到底能加有多少个锁？
➢锁和锁之间的关系是什么？
✓ 令A与B代表任意类型的锁，已知如下条件：
• 事务Ti正请求对数据项Q加A类型锁； • 而另一个事务Tj当前在数据项Q上持有B类型锁。
• lock-X(Q)：申请Q 上的排他锁。
✓ 解锁指令：
• unlock(Q)：释放Q 上相应的锁。
二级封锁协议能否避免死锁
竭诚为您提供优质文档/双击可除二级封锁协议能否避免死锁篇一：数据库中的封锁协议并发产生的数据不一致有：丢失修改，读脏数据，不可重复读两种锁：s锁（共享锁，读锁），x锁（排它锁，写锁）加s锁后，本事务就只能读取数据而不能修改。
其他事务可以加s锁来读取数据，但不能加x锁修改数据。
即：只要数据上有s锁，任何事务都只能再对其加s锁读取，而不能加x锁修改。
加x锁后，本事务可以读取和修改数据。
其他事务不能加任何锁，从而也不能读取和修改数据。
封锁协议有：三级封锁协议以及两段锁协议一级封锁协议：写数据前加x锁，事务结束释放x锁。
解决丢失修改问题。
二级封锁协议：一级之上，读数据前加s锁，读完释放s锁。
一级之上解决读脏数据问题。
三级封锁协议：二级之上，事务结束才释放s锁。
二级之上解决不可重复读问题。
两段锁协议（2pl）：读数据前加s锁，写数据前加x锁，事务结束时才释放。
当要修改数据时，事务应对已加的s锁升级为x锁。
事务释放一个封锁后，不再申请其它任何封锁。
即一个事务如果对不同数据加锁，解锁都是放到后面一块儿进行的。
注意，以前一直弄错，这儿是一个事务，如果是并发事务，a事务的解锁可以放到b事务之前。
两段锁协议解决的是事务并发时的正确调度，并不能解决死锁。
注意：如果两个事务都对同一数据有读和写，那么可以不加s锁，直接上x锁。
篇二：并发控制课后答案第八章并发控制习题解答和解析1.1.在数据库中为什么要并发控制答：数据库是共享资源,通常有许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。
2.2.并发操作可能会产生哪几类数据不一致用什么方法能避免各种不一致的情况答：并发操作带来的数据不一致性包括三类：丢失修改、不可重复读和读"脏"数据。
(1)丢失修改(lostupdate)两个事务t1和t2读入同一数据并修改,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。
两阶段封锁协议
(转)两阶段封锁协议2009-10-23 14:04一、两段锁协议的内容1. 在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数据的封锁2. 在释放一个封锁之后，事务不再获得任何其他封锁。
“两段”锁的含义事务分为两个阶段：第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段；第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。
例：事务1的封锁序列：Slock A ... Slock B ... Xlock C ... Unlock B ... Unlock A ... Unlock C；事务2的封锁序列：Slock A ... Unlock A ... Slock B ... Xlock C ... Unlock C ... Unlock B；事务1遵守两段锁协议，而事务2不遵守两段协议。
并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并行调度策略都是可串行化的。
所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的。
事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是必要条件。
可串行化的调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议。
二、两段锁协议与防止死锁的一次封锁法一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行，因此一次封锁法遵守两段锁协议，但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁。
三、两段锁协议与三级封锁协议两类不同目的的协议两段锁协议：保证并发调度的正确性三级封锁协议：在不同程度上保证数据一致性遵守第三级封锁协议必然遵守两段协议转自：/yxdh/computer/sjk/htm/8.6.htm（另外参考/u2/70714/showart_1004098.html）相关概念转自/jsjlw/20090312/822521_1.html的：封锁通常具有3个环节：第一个环节是申请加锁，即事务在操作前要对它将使用的数据提出加锁申请;第二个环节是获得锁，即当条件成熟时，系统答应事务对数据进行加锁，从而事务获得数据的控制权；第三个环节是释放锁，即完成操作后事务放弃数据的控制权。
两段锁协议
两段锁协议当前计算机系统中，多个线程或进程同时访问共享资源时，可能会引发并发访问的问题，例如数据不一致、死锁等。
为了解决这些问题，我们可以采用锁机制来对共享资源进行保护。
而两段锁协议就是一种常用的并发控制算法，下面就来详细介绍一下这个协议。
在两段锁协议中，每个事务都包括两个阶段：增长阶段和收缩阶段。
在增长阶段，事务可以申请资源，并且可以使用已经获得的资源。
在收缩阶段，事务会释放已经占用的资源，但不再申请新的资源。
这种分阶段的锁协议可以有效地避免死锁问题的发生。
具体来说，一个事务在进行增长阶段时，会首先获得所需资源的共享锁（S锁）。
在增长阶段，事务可以多次申请共享锁，表示可以对资源进行读操作，但是不能对资源进行写操作，即其他事务也可以同时获得该资源的共享锁。
只有当事务需要进行写操作时，才会将共享锁升级为排他锁（X锁），此时其他事务无法获得该资源的锁，也不能对资源进行读写操作。
当事务进入收缩阶段时，会逐步释放已经占有的资源的锁。
但是，一旦释放了一个资源的排他锁，事务就无法再对该资源进行任何操作，也无法再获得该资源的锁。
这就保证了其他事务在访问该资源时的数据一致性。
两段锁协议的优点是能够有效地避免死锁问题。
由于在增长阶段只申请共享锁，其他事务也可以获得该资源的共享锁，因此不会造成循环等待的死锁情况。
而在收缩阶段，事务释放资源的锁之后，其他事务又可以重新申请资源的锁，保证了资源的充分利用。
然而，两段锁协议也存在一些不足之处。
首先，该协议无法保证资源的竞争关系，可能导致饥饿问题的发生。
其次，该协议的实现比较复杂，需要保证事务遵循协议的两个阶段，否则可能会导致数据不一致的情况。
因此，我们在应用该协议时需要一定的技术支持。
总的来说，两段锁协议是一种常用的并发控制算法，可以避免死锁问题的发生，并保证资源的数据一致性。
然而，该协议也存在一些不足之处，我们需要在实际应用中加以考虑和改进。
两段锁协议
Xlock A
等待 等待 Xlock A 等待
遵守两段锁协议的事务可能发生死锁
左图的调度是遵守两段锁协 议的，因此一定是一个可行
Slock B R(B)=1000 Xlock B W(B)=1100 Unlock A
化调度。
如何验证？
Unlock B
两段锁协议
• 事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是 必要条件。 • 若并发事务都遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发 调度策略都是可串行化的 • 若并发事务的一个调度是可串行化的，不一定所有事务都 符合两段锁协议 • 参见爱课程网11.5节动画《两段锁协议》
事务分为两个阶段 • 第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段
事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是
不能释放任何锁
ቤተ መጻሕፍቲ ባይዱ
• 第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段
事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能
再申请任何锁
两段锁协议
例
事务Ti遵守两段锁协议，其封锁序列是 ：
Slock A Slock B Xlock C |← →| Unlock B Unlock A Unlock C； →| |← 收缩阶段
扩展阶段
事务Tj不遵守两段锁协议，其封锁序列是：
Slock A Unlock A Slock B Xlock C Unlock C Unlock B；
两段锁协议
事务T1 Slock A R(A)=260 Slock C R(C)=300 Xlock A W(A)=160 Xlock C W(C)=250 Slock A 等待 等待 等待 等待 等待 R(A)=160 Xlock A W(A)=210 Unlock C 遵守两段锁协议的可串行化调度 事务T2
两阶段封锁协议范文
两阶段封锁协议范文封锁协议是指国家、城市或社区为了应对突发事件、公共卫生危机等而实施的一种管理措施，以减少事件蔓延、控制传染病的传播。
其中，两阶段封锁协议是指将封锁措施分为两个阶段来实施，以更好地平衡公共卫生和社会经济的需要。
第一阶段的封锁通常是严格的限制措施，旨在迅速遏制疫情的扩散和传播。
在第一阶段，最关键的目标是尽快控制病毒的传播，以减少感染人数和病毒的扩散速度。
常见的限制措施包括但不限于：限制人员流动、关闭学校和非必要的工作场所、限制公共交通和旅行、强制大规模的检测和隔离措施等。
这些措施通常会对人们的生活、教育、工作和经济活动等造成很大的影响。
第二阶段的封锁是在第一阶段限制措施的基础上，逐渐放松一部分限制，以平衡公共卫生和社会经济的需求。
在第二阶段，重点是逐步恢复正常生活和经济运行，同时继续保持一定的防控措施。
这种分阶段的封锁策略可以避免过早解封导致疫情反弹，并给予人们逐步适应和调整的时间。
逐步恢复正常生活和经济运行的限制措施包括但不限于：逐步开放学校、非必要的工作场所、解封公共交通和旅行、减少隔离时间等。
两阶段封锁协议的实施需要科学、权威的公共卫生机构作支持，并且需要政府、社区和个人的共同努力。
关键因素包括：快速、准确的疫情监测和数据分析、科学的防控策略、有效的沟通和协调机制、社区的参与和支持、个人责任意识的强化等。
然而，两阶段封锁协议也面临一定的挑战。
首先，在第一阶段封锁期间，人们的生活受到很大的影响，经济活动受到严重束缚。
这将导致就业问题、经济损失和社会不稳定等问题的出现。
其次，在第二阶段解封期间，疫情尚未完全消失，仍然存在传染的风险。
因此，如何平衡公共卫生需求和经济复苏的需要，是一个非常复杂的问题。
最后，两阶段封锁协议的实施需要政府的管理能力、公共卫生体系的完善和社会的支持，这对一些资源匮乏或公共卫生系统不健全的地区来说是一个巨大的挑战。
总之，两阶段封锁协议在应对突发事件、公共卫生危机等方面具有一定的优势。
一种基于扩充相容性封锁的多版本两阶段封锁协议
阶段 封 锁协议 ， 对其 正确 性进 行 了证 明。分析 表 明 ， 协议 可有 效提 高协 作 设 计 事务 的 并发 度 ， 并 该 比
较 适合 于开放 式的协 同设计 环境 。
关 键词 ： 两阶段 封 锁协议 ； 多版 本 ； 发控 制 ； 充相容 性封锁 ； 作设 计 并 扩 协 中图分类 号 ： Ｐ １ ．２ Ｔ ３ １ ５ 文献标 识 码 ： Ａ Ｍ ｕｌｉｖ ｒ ｉ ｎ ｔ — ａ ｅ ｌ ｃ ｉ ｏ ｏ ｏ ｔ— ｅ ｓｏ ｗｏ・ ｓ ｏ ｋ ｎｇ ｐｒ ｔ ｃ ｌ ・ ｐｈ ｂ ｅ ｎ ｅ ｔ ｎｄｅ ｏ ｐ ｔｂｉ ｔ ｏ ｋ ｎ ｓ ａ ｄ ｏ ｘｅ ｄ ｃ ｍ ａｉ ｌ ｙｌｃ ｉ ｉ ｇ
ｐ ｒｓ ｏ ｋ ｎ ｒｔｃ ｌ ｆ ｐ ｏ ｏ ｅ ａ ｅ ｎ ｏ ｄ ｒ ｄ ｓ ａ ｉｇ ｎ ｈ ｏ ｒ ｃｎ ｓ ｆｔ ｉ ｐ ｔ ｏ ｓ ｒ ｏｅ ．Ｔ ｅ ａ ａｙ ｉ ｈ ａ ｅ ｌｃ ｉ ｇ ｐ ｏｏ ｏ ｔ ｒ ｐ ｓ ｄ ｂ ｓ ｄ ｏ ｒ ｅ ｅ ｈ ｒｎ ．ａ ｄ ｔ ｅ ｃ ｒ ｔ ｅ ｓ ｏ ｓ ｒ ｏ ｌ ｗａ ｅ ｈ ｏ ｃ Ｗａ ｐ ｏ ｆｄ ｈ ｌ ｓｓ ｎ
ｃ ｐ ｒｔ ｅ ｄ ｓｇ ｏ ｅ ａｉ ｅ ｉ ｖ ｎ
０ 引 言
现代协作设计要求建 立一个 协 同工作环境 ， 以改善人 们
信息交流的方式 ， 消除或减 少人们 在时 间和空 间上的相互 分
协作能力 。在开 放式环境 中， 用户查询是很频繁的 ， 且希望能
够迅速得到查询结果 ， 但在 基于 有序 相容性多粒 度封 锁机制
Ａｂ ｔａ ｔ ｈ ｅ ｅ ｔ ｏ ｕ ｒ ｎ ｉ ｔ ｂ ｔｄ ｃ ｎ ｕ ｒｎ ｙ ｃ ｎｒ ｌ ｐ ｏｏ ｏ ｅ ｅ ａ ａｙ ｅ ． Ｔ ｅ ， ａ ｍｕ ｔ ｖ ｒｉ ｎ ｔ ｏ ｓ ｒ ｃ ：Ｔ ｅ ｄ ｆｃ ｓ ｆ ｃ ｒ ｔ ｄ ｓｒ ｕｅ ｏ ｃ ｒｅ ｃ ｏ ｔ ｒ ｔ ｌ ｗ ｒ ｎ ｌ ｚ ｄ ｅ ｉ ｏ ｃ ｈ ｎ ｌ — ｅｓｏ ｗ — ｉ
数据库的一级、二级、三级封锁协议
数据库的⼀级、⼀级、三级封锁协议
⼀、背景
在运⼀X锁和S锁对数据对象加锁时，还需要约定⼀些规则，例如何时申请X锁或S锁、持锁时间、何时释放等。
称这些规则为封锁协议(Locking Protocol)。
对封锁⼀式规定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。
不同的封锁协议，在不同的程度上为并发操作的正确调度提供⼀定的保证。
⼀、三种封锁协议
1. ⼀级封锁协议
⼀级封锁协议是：事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事束才释放。
事务结束包括正常结束(COMMIT)和⼀正常结束(ROLLBACK)。
⼀级封锁协议可以防⼀丢失修改，并保证事务T是可恢复的。
使⼀⼀级封锁协议可以解决丢失修改问题。
在⼀级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进⼀修改，是不需要加锁的，它不能保证可重复读和不读“脏”数据。
2. ⼀级封锁协议
⼀级封锁协议是：⼀级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后⼀可释放S锁。
⼀级封锁协议除防⼀了丢失修改，还可以进⼀步防⼀读“脏”数据。
但在⼀级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。
3.三级封锁协议
三级封锁协议是：⼀级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。
三级封锁协议除防⼀了丢失修改和不读“脏”数据外，还进⼀步防⼀了不可重复读。
三、总结
上述三级协议的主要区别在于什么操作需要申请封锁，以及何时释放。
二级封锁协议定义
二级封锁协议定义
二级封锁协议是一种紧急措施，旨在限制或禁止特定区域或设施的进出，以控制可能存在的危险或威胁。
该协议适用于安全、保卫、应急救援等领域，是一项重要的安全管理措施。
二级封锁协议的实施应当建立在充分的安全评估和风险分析基
础上，确保协议实施的必要性和合理性。
协议实施前，应当制定详细的实施方案，明确封锁范围、封锁时间、封锁措施、封锁人员和封锁后的解除程序等相关事项。
在实施二级封锁协议时，应当注意以下事项：
1.封锁措施应当合理、科学、有效，不得影响正常的社会生活和经济活动；
2.封锁人员应当经过专业培训和资格认证，具备相应的技能和知识；
3.封锁措施应当及时解除，避免对正常生活产生不必要的影响；
4.封锁措施的实施和解除应当及时向相关部门和人员通报，确保信息公开透明。
总之，二级封锁协议是一项重要的安全管理措施，应当在必要时果断实施，同时遵循科学、合理、有效的原则，确保安全和社会稳定。
- 1 -。
二级封锁协议
二级封锁协议在网络安全领域，封锁是一种常见的应对恶意攻击的手段。
而在实际操作中，我们常常会遇到一些特殊情况，需要对网络进行二级封锁。
本文将详细介绍二级封锁的定义、原因和操作步骤，以便网络管理员和安全人员能够更好地理解和应对这一情况。
一、定义。
二级封锁是指在网络遭受到严重恶意攻击或病毒感染时，为了保护网络安全，需要对受影响的主机或网络进行更加严格的封锁措施。
与一级封锁相比，二级封锁的范围更广，措施更严格，旨在最大程度地减少恶意攻击或病毒传播的风险。
二、原因。
进行二级封锁的原因通常包括但不限于以下几种情况：1. 大规模的恶意攻击，如DDoS攻击、僵尸网络攻击等，对网络造成严重威胁；2. 多台主机同时感染恶意病毒，传播速度较快，需要迅速隔离；3. 网络中出现未知的安全漏洞，需要进行临时性的封锁以防止进一步危害。
三、操作步骤。
1. 确认威胁程度，在决定进行二级封锁之前，首先需要对网络安全威胁进行全面评估，确定是否需要采取二级封锁措施。
这一步需要依靠安全监控系统、日志分析工具等手段进行全面排查和分析。
2. 制定封锁策略，根据威胁程度和网络情况，制定相应的二级封锁策略。
这包括确定封锁范围、封锁对象、封锁方式等具体措施，确保封锁能够最大程度地减少安全风险。
3. 实施封锁措施，一旦确定了封锁策略，就需要立即实施相应的封锁措施。
这可能包括关闭受影响的主机或网络、禁止特定IP地址的访问、隔离感染的主机等操作，确保网络安全得到有效保护。
4. 监控封锁效果，封锁措施实施后，需要对网络安全状况进行持续监控，确保封锁措施能够有效阻止恶意攻击或病毒传播。
如果发现封锁效果不理想，需要及时调整和优化封锁策略。
5. 解除封锁措施，一旦网络安全威胁得到有效控制，就需要及时解除二级封锁措施，恢复受影响主机或网络的正常运行状态。
在解除封锁之前，需要进行全面的安全检查，确保网络安全威胁已经得到有效清除。
四、总结。
二级封锁是一种应对严重网络安全威胁的重要手段，需要网络管理员和安全人员在平时就进行充分准备和训练。
数据库两段锁协议考题
两段锁协议是指在数据库系统中，为了避免死锁，事务在对数据进行读写操作之前，必须先申请并获得对该数据的封锁，在操作完成后释放封锁。
以下是一道关于数据库两段锁协议的考题：
考虑T和T2两个事务。
T1: R(A); R(B); B=A+ B; W(B)。
T2: R(B); R(A); A=A+ B; W(A)。
（1）改写T和T2, 增加加锁操作和解锁操作，并要求遵循两阶段封锁协议。
（2）说明T和T2的执行是否会引起死锁，给出T和T2的一个调度并说明之。
根据两段锁协议，可以对上述两个事务进行修改，增加加锁和解锁操作。
具体如下：
T1: R(A); R(B); Lock A; Lock B; B=A+ B; Unlock B; Unlock A; W(B)。
T2: R(B); R(A); Lock B; Lock A; A=A+ B; Unlock A; Unlock B; W(A)。
根据上述修改后的事务，可以分析T和T2的执行是否会引起死锁。
假设T1先执行，T2后执行。
T1在执行过程中持有了A 和B 的锁，T2在执行过程中需要获取A 和B 的锁，但由于T1已经持有了这两个锁，因此T2必须等待T1释放锁。
而T1在执行完B=A+ B后，会释放B 的锁，但仍然持有A 的锁。
因此T2仍然无法执行，需要等待T1释放A 的锁。
这样就出现了T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁。
上述调度会引起死锁，因此需要对这两个事务进行重新调度，以避免死锁的发生。
一种可能的调度如下：
T1: R。
两段锁协议的概念
两段锁协议的概念
两段锁协议
概念
•两段锁协议（Two-Phase Locking Protocol）是一种在线事务处理中使用的并发控制协议。
•该协议通过对事务进行加锁和解锁的过程来确保事务的隔离性和一致性。
加锁阶段
1.事务开始时，进入加锁阶段。
2.事务需要请求使用一个数据项时，先申请读锁或写锁。
3.如果要申请的锁与其他事务的锁存在冲突，则该事务需要等待，
直到冲突解除。
4.当事务满足所有的资源需求时，进入锁定状态。
解锁阶段
1.事务完成所有操作后，进入解锁阶段。
2.事务按照加锁的反序释放所有锁。
3.释放锁后，其他事务可以获得相应的锁并继续执行。
相关内容
•两段锁协议确保了事务的隔离性，避免了数据不一致的情况。
•通过加锁和解锁的过程，可以在并发环境中有效地控制对共享资源的访问。
•这种协议可以通过保持事务的锁定状态来避免读-写和写-写冲突，从而提高系统并发性能。
•与其他并发控制协议相比，两段锁协议更容易实现和管理。
•两段锁协议可以用于各种类型的数据库管理系统和并发控制机制。
以上是对“两段锁协议”概念及相关内容的简述。
该协议通过加
锁和解锁的过程，确保事务的隔离性和一致性，在并发环境中控制资
源的访问。
它易于实现和管理，并适用于各种数据库管理系统。
数据库并发控制技术(3)
数据库并发控制技术(3)（三）封锁封锁是事项并发控制的一个非常重要的技术。
所谓封锁就是事务T在对某个数据对象，例如，在标、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就对数据库对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其他事务不能更新此数据对象。
1、封锁类型DBMS通常提供了多种数据类型的封锁。
一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制是由封锁类型决定的。
基本的封锁类型有两种：排他锁（exclusive lock，简记为X锁）和共享锁（share lock 简记为S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。
这就保证了其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。
共享锁又称为读锁。
若事务T对数据对象A加上S锁，则其他事务只能再对A加S锁，而不能加X 锁，直到T释放A上的锁。
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。
排他锁与共享锁的控制方式可以用下图的相容矩阵来表示。
在下图的封锁类型相容矩阵中，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Y和N表示，其中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请求被拒绝。
２、封锁粒度X锁和S锁都是加在某一个数据对象上的。
封锁的对象可以是逻辑单元，也可以是物理单元。
例如，在关系数据库中，封锁对象可以是属性值、属性值集合、元组、关系、索引项、整个索引、整个数据库等逻辑单元；也可以是页（数据页或索引页）、块等物理单元。
封锁对象可以很大，比如对整个数据库加锁，也可以很小，比如只对某个属性值加锁。
封锁对象的大小称为封锁的粒度（granularity）。
数据库封锁协议
数据库封锁协议数据库封锁协议是指用于管理并发访问数据库资源的一系列规则和算法。
在多用户环境中，数据的并发访问可能导致数据不一致的问题，而数据库封锁协议能够确保数据的一致性和完整性。
本文将探讨数据库封锁协议的基本原理、常见的封锁技术以及其在实际应用中的注意事项。
一、数据库封锁协议的基本原理数据库封锁协议的基本原理是通过对数据库资源进行封锁，确保同一时间只有一个事务能够对资源进行读取或修改操作，从而避免数据的冲突和不一致。
封锁协议主要包括两个关键方面：封锁的类型和封锁的粒度。
1. 封锁的类型封锁的类型可以分为共享封锁（Shared Lock）和排他封锁（Exclusive Lock）。
共享封锁表示事务对资源的读取操作，多个事务可以同时持有共享封锁；排他封锁则表示事务对资源的修改操作，同一时间只有一个事务可以持有排他封锁。
2. 封锁的粒度封锁的粒度指的是对数据库资源进行封锁的程度，可以细分为表级封锁、行级封锁、页级封锁以及其他更细粒度的封锁方式。
不同的封锁粒度在实践中有着不同的性能和并发控制效果。
二、常见的封锁技术根据数据库管理系统的不同实现和应用需求，常见的封锁技术包括两阶段封锁协议（Two-Phase Locking Protocol）、时间戳封锁协议（Timestamp-Based Protocol）以及乐观封锁协议（Optimistic Protocol）等。
1. 两阶段封锁协议两阶段封锁协议是最常用的封锁技术之一。
它包括封锁阶段和解锁阶段。
在封锁阶段，事务会获取所需的封锁，读取或修改资源；在解锁阶段，事务会释放已获取的封锁。
两阶段封锁协议可以有效地避免数据不一致性和死锁的发生。
2. 时间戳封锁协议时间戳封锁协议是基于事务的时间戳来进行封锁管理的一种技术。
每个事务都被赋予一个时间戳，封锁请求的授权与事务的时间戳相关。
时间戳封锁协议能够提供更高的并发性，但需要更复杂的实现和管理策略。
3. 乐观封锁协议乐观封锁协议与其他协议不同，它假设事务之间的并发冲突发生的概率较低，因此在读取和修改数据之前不进行资源的封锁。
培训学习资料-两段锁协议_2022年学习资料
两段锁协议-·数据库管理系统普遍采用两段锁协议的方法实现-并发调度的可串行性，从而保证调度的正确性-·两段锁协议-指所有事务必须分两个阶段对数据项锁和解锁-·在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对-该数据的封锁-·在释放一个封锁之后，事务不再申请和获得任何其他两段锁协议-·“两段”锁的含义-事务分为两个阶段-·第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段-●事务可以申请获得任何数据项上的任何类型的锁，但是-不能释任何锁-·第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段-●事务可以释放任何数据项上的任何类型的锁，但是不能-再申请任何锁两段锁协议-例-事务T遵守两段锁协议，其封锁序列是：-Slock A Slock B Xlock C Unlock B Unlock A Unlok C;-←-扩展阶段-→||←-收缩阶段-事务T不遵守两段锁协议，其封锁序列是：-Slock A Unlock A Slock B Xlock Unlock C Unlock B;两段锁协议-事务T-事务T2-Slock A-RA=260-Slock C-RC=300-Xlock A-■左图的调度是遵守两段锁协-WA=160 Xlock C-WIC=250-议的，因此一定是一个可行-Slock B-等待-化调度。
-RB=1000-Xlock B-■如何验证？-WB=11 0-Unlock A-RA=160-Unlock B-WA=210-Unlock C-遵守两段锁协议的可串行化调度两段锁协议-·事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是-必要条件。
-·若并发事务都遵守两段锁协议，则对这些事务的任何并发-调度策略都是可行化的-·若并发事务的一个调度是可串行化的，不一定所有事务都-符合两段锁协议-·参见爱课程网11.5节动画《两段锁协议》两段锁协议-·两段锁议与防止死锁的一次封锁法-·一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据-全部加锁，否则测就不能继续执行，因此一次封锁法遵-·但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有要使用的-数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死两段锁协议-「例]遵守两段锁协议的事务发生死锁-事务T1-事务T2-Slock B-RB=2-Slock A-RA=2-Xlock A-等待-遵守段锁协议的事务可能发生死锁。
(徐俊刚)分布式数据库系统及其应用课后习题及答案
第一章分布式数据库系统概述1.1请用自己的语言定义下列分布式数据库系统中的术语：（1）全局/局部数据：（详见课本第9页所谓的局部数据是指……；所谓的全局数据是指……）（2）全局/局部用户（应用）：（3）全局/局部DBMS：（4）全局/局部DB：（5）全局外模式：（详见课本第13页）由全局用户视图组成，是全局概念模式的子集。
（6）全局概念模式：（详见课本第13页）定义分布式数据库系统中所有数据的整体逻辑结构，是全局应用的公共数据视图。
（7）分片模式：（详见课本第13页）是全局数据整体逻辑结构分割后的局部逻辑结构，是DDBS 的全局数据的逻辑划分视图.（8）分配模式：（详见课本第13页）用于根据选定的数据总体分配方案，定义各片段的物理存放地点.（9）局部概念模式：（详见课本第13-14页）是全局概念模式被分片和分配到局部场地上的映像的逻辑结构及特征的描述，是全局概念模式的子集。
其逻辑结构与局部DBMS所支持的数据模型有关，当全局数据模型与局部数据模型不同时，局部概念模式还应包括数据模型转换的描述。
（10）局部内模式：描述局部概念模式涉及的数据在局部DBMS中的物理结构及物理存储细节，完全与非分布式系统相同。
1.2采用分布式数据库系统的主要原因是什么？（P1）1.3分布式数据库系统可分为哪些类？（课件第1章4.2。
课本P6，7，8）1.4什么是分布式数据库系统？它具有哪些主要特点？怎么样区别分布式数据库系统与只提供远程数据访问功能的网络数据库系统？（分布式数据库系统的定义、特点详见课件第1章4.1.课本P6）1.5分布式DBMS具有哪些集中式DBMS不具备的功能？（课件第1章5.5附加功能。
课本P15）1.6用自己的语言解析“什么时候需要进行数据分片和数据复制”？（课本第10,11页）1.7在分布式数据库系统中，为什么要对数据进行分片？什么是关系的片段？关系的片段有哪些主要类型？（课本第9-10页。
数据分片是指数据存放单位不是全部关系，而是关系的一个片段。
两段协议锁的概念
两段协议锁的概念
嘿，朋友！今天咱们来聊聊两段协议锁。
你知道吗，两段协议锁就像是一把神奇的钥匙，能把数据保护得严严实实。
这玩意儿在计算机的世界里，那可是相当重要！
咱们先来打个比方，想象一下一个装满宝贝的大箱子，谁都想往里瞅瞅，拿点东西。
要是没有锁，那还不乱了套？两段协议锁就是给这个箱子加上的超级保险。
它分成两个阶段，就像咱们跑步比赛分起跑和冲刺。
第一阶段呢，就像是起跑，先探探路，看看情况。
比如说，先告诉系统“我准备要处理这个数据啦”。
这时候，其他想动这块数据的人就得等着。
然后到了第二阶段，就如同冲刺，真正开始处理数据，这时候别人就完全别想插手。
这两段协议锁的作用可大了去啦！比如说在数据库操作里，要是没有它，那数据不就乱成一锅粥啦？几个人同时改一个数据，那最后结果得成啥样？简直不敢想！
再比如在多线程编程里，大家都争着用一个资源，要是没有两段协议锁来管管，那程序还不得崩溃？
两段协议锁就像一个公正的裁判，谁也别想违规，谁也别想插队。
它让数据的处理变得有条不紊，就像咱们排队买好吃的，一个一个来，谁也不着急，谁也不混乱。
你想想，如果没有两段协议锁，那数据世界不就成了无政府状态？
到处都是混乱和错误。
所以说，两段协议锁虽然听起来有点复杂，但它真的是数据世界的
守护神，让一切都井井有条，稳定可靠。
总之，两段协议锁在计算机领域的重要性不言而喻，它是保障数据
安全和程序正常运行的关键。
朋友，记住它，理解它，你在计算机的
世界里就能走得更稳更远！。
二级封锁协议
二级封锁协议
IPv6分级封锁协议旨在针对整个网络中不同类型的流量进行优先级分类，从而实现在高带宽使用情况下对低带宽应用的可靠性和更低的网络损耗。
这是通过分级的流量控制算法实现的，它可以有效地识别出每一层网络延迟所面临的请求，并确保其被优先处理。
IPv6分级封锁协议允许网络管理员为不同的网络应用设置不同的网络优先级。
如果网络中的缓冲区满了，网络管理员可通过查看具有不同级别优先级的应用程序，以便将较高优先级的应用程序保留而放弃较低优先级的应用程序。
此外，此协议还允许网络管理员配置一定数量的路由器，以为应用程序提供特定的带宽数量，从而确保高优先级应用程序的可靠性和有效性。
这种机制可以有效地控制网络流量，从而提高网络的可靠性和性能。
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(转)两阶段封锁协议
2009-10-23 14:04
一、两段锁协议的内容
1. 在对任何数据进行读、写操作之前，事务首先要获得对该数据的封锁
2. 在释放一个封锁之后，事务不再获得任何其他封锁。
“两段”锁的含义
事务分为两个阶段：
第一阶段是获得封锁，也称为扩展阶段；
第二阶段是释放封锁，也称为收缩阶段。
例：
事务1的封锁序列：
Slock A ... Slock B ... Xlock C ... Unlock B ... Unlock A ... Unlock C；
事务2的封锁序列：
Slock A ... Unlock A ... Slock B ... Xlock C ... Unlock C ... Unlock B；
事务1遵守两段锁协议，而事务2不遵守两段协议。
并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并行调度策略都是可串
行化的。
所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的。
事务遵守两段锁协议
是可串行化调度的充分条件，而不是必要条件。
可串行化的调度中，不一定所有事务
都必须符合两段锁协议。
二、两段锁协议与防止死锁的一次封锁法
一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执
行，因此一次封锁法遵守两段锁协议，但是两段锁协议并不要求事务必须一次将所有
要使用的数据全部加锁，因此遵守两段锁协议的事务可能发生死锁。
三、两段锁协议与三级封锁协议
两类不同目的的协议
两段锁协议：保证并发调度的正确性
三级封锁协议：在不同程度上保证数据一致性
遵守第三级封锁协议必然遵守两段协议
转自：/yxdh/computer/sjk/htm/8.6.htm
（另外参考/u2/70714/showart_1004098.html）
相关概念转自/jsjlw/20090312/822521_1.html的：
封锁通常具有3个环节：第一个环节是申请加锁，即事务在操作前要对它将使用的数据提出加锁申请;第二个环节是获得锁，即当条件成熟时，系统答应事务对数据进行加锁，从而事务获得数据的控制权；第三个环节是释放锁，即完成操作后事务放弃数据的控制权。
基本的封锁类型有以下两种：
排它锁X
排它锁也称为独占锁或写锁。
一旦事务T对数据对象A加上排它锁，则只答应T 读取和修改A，其他任何事务既不能读取和修改A，也不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁为止。
共享锁S
共享锁又称读锁。
假如事务T对数据对象A加上共享锁，其他事务只能再对A 加S锁，不能加X锁，直到事务T释放A上的S锁为止。
在对数据进行加锁时，另外需要约定并执行一些规则和协议，其中包括何时申请锁，保持锁的时间以及何时释放等，这些规则就称为封锁协议，其总共分为以下三级：
一级封锁协议。
一级封锁协议是事务T在修改数据之前必须先对其加X锁，直到事务结束才释放。
二级封锁协议。
二级封锁协议是事务T对要修改数据必须先加X锁，直到事务结束才释放X锁；对要读取的数据必须先加S锁，读完后即可释放S锁。
三级封锁协议。
三级封锁协议是事务T在读取数据之前必须先对其加S锁，在要修改数据之前必须先对其加X锁，直到事务结束后才释放所有锁。
执行了封锁协议之后，就可以克服数据库操作中的数据不一致所引起的问题。
不加锁的并发控制
/html/DatabaseProject/DbManagement/20080402/1026. html
时间戳相关/ky/wl/200906251041221819.htm。