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DBMSVFP
SQLServer
Oracle
客户机/服务器型DBMSMySQL
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
人工管理
文件系统
数据库系统
数据能否保存
不能保存
可以保存
可以保存
数据面向的对象
某一应用程序
某一应用程序
整个应用系统
数据的共享程度
无共享，一组
数据只能对应一个应用程序。
共享性差，一个数据文件只能对应一个应用程序。
共享性高
数据的独立性
不独立，它是应用程序的一部分。
独立性差
数据库与应用系统完全分开
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、实体间的联系：
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：
联系：
说明：①E-R图作为用户与开发人员的中间语言。
②E-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。
②C/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
③B/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：
①SQL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联系：可以是相关联的任一实体型的主码。
1：n联系：必须是n方实体型的主码。
m：n联系：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联系：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联系：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联系：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）多元联系：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。
R
A
B
C
S
B
C
D
a1
b1
c2
b1
c2
d1
a2
b3
c7
b2
c1
d1
a3
b4
c6
b2
c3
d2
a1
b2
c3
a4
b6
c6
a2
b2
c3
a1
b2
c1
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。
动词
数据定义
Create、drop
数据查询
select
数据操纵
Insert、delete、update
数据控制
Grant、revoke
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
createdatabase数据库名
2．使用数据库
Use数据库名
3．删除数据库
dropdatabase数据库名
二、定义表
1．创建表
createtable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：createtablestudent
(nointidentity(1,1),
namechar(6),
chismallint,
matsmallint,
scoreaschi+mat)
2．删除表
droptable表名,…,表名
三、select语句
select*/表达式表
[into新表]
from表名,…,表名
[where条件]
[groupby属性名]
[having条件]
[orderby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
topn返回前面n号记录
distinct表示取消重复行
说明：topn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
①in的格式：属性名in(常量，…，常量)
②like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．Orderby子句
orderby属性名1[Asc/Desc],属性名2[Asc/Desc]
4．聚合函数
①sum(属性名)：纵向求数值型属性之和。
②avg(属性名)
③count(*)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。
④max(属性名)
⑤min(属性名)
5．Groupby子句
使用Groupby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。
Selectssex,avg(sage)as平均年龄
Fromstudent
Groupbyssex
6．Having子句
①Having子句只能跟在Groupby子句之后，且只能使用聚合函数和分组项字段。
②where子句放在Groupby子句之前，甚至可以没有Groupby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。
Selectsdept,avg(sage)as平均年龄
Fromstudent
Groupbysdept
Havingavg(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orderby子句，orderby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
insertinto表名[(属性名表)]values(表达式表)
（2）插入子查询的结果
insertinto表名[(属性名表)]
子查询
例：insertintostudent
select*fromstudent1
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
deletefrom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
XH
KH
KM
XM
DZ
CJ
961
C1
OS
高明
D1
70
962
C2
DBS
高飞
D2
72
962
C4
AI
高飞
D2
80
962
C1
OS
高明
D1
75
963
C1
OS
高明
D1
90
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XMKH
∴
[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
KH
KM
XM
XM
DZ
C1
OS
高明
高明
D1
C2
DBS
高飞
高飞
D2
C4
AI
高飞
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RU,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。
③3NF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SQLServer
混合模式：用户可以使用windows登录名或SQLServer登录名登录SQLServer
二、两种身份验证：
用户登录到SQLServer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SQLServer时，使用操作系统当前的登录名和密码。
SQLServer身份验证：用户登录到SQLServer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]
Primarykey[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]
Foreignkey[(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
altertable表名
dropconstraint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
altertable表名
addconstraint约束名约束定义,,
constraint约束名约束定义
约束定义指：
Primarykey[Clustered/Nonclustered](属性组)
Foreignkey(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。
②check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：
Dropindex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：
Createview视图名[(属性名，…，属性名)]
As子查询
[withcheckoption]
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：Dropview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]
[groupby属性名]
[orderby属性名][Asc/Desc]
四、操纵视图：
1．向视图插入一条记录insertinto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deletefrom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
Createproc存储过程名[@形参名类型][=常量][output]
AsSQL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？
SQLServer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
