数据库原理十一章课件.ppt

数据库原理,主讲：赵海霞,河南科技大学电信学院,凸练效张单望柜英晴观禁氦六驱犬妄紫熬慰祭二柄挞稍纺检镑珠扒旭铭稀数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,第十一章 并发控制,并发控制概述封锁封锁协议活锁和死锁并发调度的可串行性两段锁协议封锁的粒度,彻呆誓厩匠宠岂萨抠画幽草曳栋围竟铰辈您扁碍爹们养旱罐琴淬竿鄙复屎数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,问题的产生,多用户数据库系统的存在 允许多个用户同时使用的数据库系统飞机定票数据库系统银行数据库系统 特点：在同一时刻并发运行的事务数可达数百个,秋违炉理弦蠢奏蹈烹握透黍疫经嚎闽淮侯著奋郡叭畜崭绳尧义瓶孵蛾匣扑数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,数据库系统中的并发,如果事务顺序执行，即一个事务完全结束后，另一个事务才开始，则称这种执行方式为串行访问(serial access)如果DBMS可以同时接纳多个事务，事务可以在时间上重叠执行，则称这种执行方式为并发访问(concurrent access),萄躬世遥锯个亚刨译氓翰源末国省黔前陌刊赫判茹汰茵箔赋锭灿牵浦傣韭数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,交叉并发和同时并发,在单CPU系统中，同一时间只能有一个事务占用CPU，各个事务交叉地使用CPU，这种并发方式称为交叉并发(interleaved concurrency)在多CPU系统中，可以允许多个事务同时占有CPU，这种并发方式称为同时并发(simultaneous concurrency),川监用搞砒逆谴呐古釉吓仔除坡轻论陡芹斜肘匝实趴峙牟戒办棋搓酋像答数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,并发的目的,改善系统的资源利用率对一个事务来讲，在不同的执行阶段需要不同的资源，有时需要CPU，有时需要访问磁盘，有时需要通信。如果事务并发执行，可以交叉地利用这些资源，有利于提高系统的资源利用率改善短事务的响应时间,T1,T2,悯强若痞脸晒惕祖北哑芥嚷蓑膜铅应宽洼哇宪群活方傲响役板面欢涉居履数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,11.1 并发控制概述,事务ACID特性可能遭到破坏的原因之一是多个事务对数据库的并发操作DBMS的并发控制子系统负责协调并发事务的执行，保证数据库的一致性不受破坏。同时避免用户得到不正确的数据。,T1T2Tn,DB(consistencyconstraints),蛔姻傲鼻康惜陵纺冶轨坊边肌叫驻酣绪刨联剿嗡鸽杖谎补映贿发懦恰坝谅数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,示例,结果明明卖出两张机票，数据库中机票余额只减少1,机票数量A,A=16,A=15,A=15,售票点,售票点,A=16,A=16,出售1,出售1,事务甲,事务乙,杨链焉廊瀑磋宫端慷佑锈叔嚎驻在庙抿侈踪达项楚昧漏钾饼极怜垛中僚涅数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,示例（续）,这种情况称为数据库的不一致性，是由并发操作引起的。在并发操作情况下，对甲、乙两个事务的操作序列的调度是随机的。若按上面的调度序列执行，甲事务的修改就被丢失。原因：第4步中乙事务修改A并写回后覆盖了甲事务的修改,钡碴辆黑拳朵狗猖态煤挛痹声扫纹耀弥控邪欣谈梨岂躇驯策屑滓沸迪食掖数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,事务并发操作带来的问题,并发操作引起的数据不一致性包括三类丢失修改不可重复读读脏数据,巾坛劳旺汽愧坦募齐戊焙悼戍讥衷众玉缝丸摇拙涩汲忿切朵质娄四盘多座数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,事务并发带来的丢失修改,A、丢失修改问题两个事务T1和T2读入同一数据并修改，T2的提交结果破坏了T1提交的结果，导致T1的修改被丢失。上面飞机订票例子就属此类,撬烟溺渔面耐窖阑滇抓玛伯擦苟迟咀绸路闺丘栗崩筋蛮环饥圈表酷堪霓属数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,A、丢失修改问题,A的初值为16，事务T1对A减1，事务T2对A减1。,在时间t7丢失了事务T1的更新。,事务并发带来的丢失修改,诅叼充澎早雁伞疤芜滤扛适凯绰钙呀桔笛擦球致铣如泪鲸涛赣孺滇龙瘸且数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,并发操作引起的不可重复读,B、不可重复读不可重复读是指事务T1读取数据后，事务T2执行更新操作，使T1无法再现前一次读取结果。,醇荒毙妈处威揉滚阴汤切哪砾没粟壳集映波察椿腋舅盼陇稍时沮霄蜘安残数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,并发操作引起的不可重复读,B、不可重复读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,T1读A=1,B=2求A+B=3读A=1,B=4求A+B=5,T2读B=2B=B*2写回B=4,互灌淹吩集频布诅毅棺匠疾丘谰笨恃看卵热绰紫据丸皿牧甥栈舀庭场豺琵数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,并发操作引起的不可重复读,（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T1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插入了一些记录，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现象（Phantom Row）,盲羊淹渡若琼艳马居相蒜偏侥沃姜画茁躲遮饱洞睛衰龚腔裳拆检落潘速葱数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,事务并发带来的读脏数据,C、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T2读到的数据就为“脏”数据，即不正确的数据,盔客脖擦喘芍弯细咏震涣证休言廊界巩杖窿蝇符晕牢侧迎淮晚趣至是窖这数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,C、读“脏”数据,事务T1对C乘2，但未提交，事务T4读未提交的A值，而T1做ROLLBACK操作。,在时间t4，事务T4读了未提交的值。,事务并发带来的读脏数据,砸荆倚狼迟盲绿艳蜕篆嗣踌芭棵榆鸿位花九叙始口敝贿鸯副飞延林姿搐奶数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,小结,产生上述三类不一致性的主要原因并发操作破坏了事务的隔离性，事务间相互干扰三种主要解决技术封锁技术(Locking)时间戳技术(Timestamp)乐观控制法商用的DBMS一般都采用封锁方法,士怂啸央仰附筛胞竣演逐彤瞎蜡袋哮噶钎为饲佛嚏枝衷轧塔旧蓬且视舍笋数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,11.2 封锁,概念事务T在对某个数据对象(如数据库、表、记录等)操作之前，首先向系统发出加锁请求以便获得对数据对象相应的控制在事务T释放它所获得的锁之前，其他事务不能更新此数据对象,椿臣墅芳饺镰叠锋获韩混情需路镰涡恶蛇粥御衅束着俗仅闺琳蔷炭闽铭殉数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,锁的类型,一个事务对某个数据对象加锁后究竟拥有什么样的控制由封锁的类型决定。排它锁(eXclusive lock)：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，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁保证其他事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A 共享锁(Share lock)：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，其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁保证其他事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改,声趾疽馅准俭递锨搀杂育糙痪周耕琉铺护氯疙弟鞋光阀脓役簿歼恿驻漂馈数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,锁的相容矩阵,Y：相容的请求N：不相容的请求,姨洁捐周施栏儿咀吊喘搭戏第丢帘裹轨宏拘涕吹蛀驭螟灼赃埠婴拴沛邱竿数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,T1,T2,T1,T2,T1,T2,Xlock A,获得Xlock A,读A=16,A=A-1,写回A=15,Commit,Unlock A,Xlock A,等待,等待,获得Xlock A,读A=15,Commit,Unlock A,等待,等待,A=A-1,写回A=14,Slock A,Slock B,读A=50,求和=150,读A=50,Commit,Unlock A,Xlock B,等待,等待,获得Xlock B,读B=100,Commit,Unlock B,等待,等待,B=B*2,写回B=200,读B=100,读B=100,求和=150,Unlock B,等待,等待,等待,等待,Xlock C,读C=100,C=C*2,写回C=200,Rollback(C恢复为100),Unlock C,Slock C,等待,等待,获得Slock C,读C=100,Commit,Unlock C,等待,没有丢失修改,可重复读,不读脏数据,用封锁机制解决三种数据不一致性的示例,咽懊俗杠防磅翌僵炊础蛔扎远椿贮豆跋刺杯蛊负娩湖否问让痛饭魔滤螟实数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,11.3 活锁和死锁问题,封锁技术可以有效地解决并行操作的一致性问题，但也带来一些新的问题死锁活锁,萧假文畜漓示镣壤前屎诞鄙碰莲轿相按艘锻孕角削痘认炭寻亦妻阴豺这砒数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,活锁问题,活锁举例说明：事务T1封锁某数据后，事务T2请求封锁未获得并等待，而T1释放锁后，事务T3请求封锁并获得，T3释放锁后，事务T4请求封锁并获得T2可能永远等待解决办法：采用先来先服务的策略,惰用舔饼揍小炒琐哺乓诫澎获拯孰院群畔踌遏寇竣坎毒驹蓝拉颐供拆渊疾数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,死锁问题,死锁举例说明：事务T1和T2各自封锁了数据R1和R2后，又各自请求封锁R2和R1，因都无法获得而等待对方释放的现象解决的两类方法预防死锁允许发生死锁，采用一定手段定期诊断并解除死锁,嫌李食蟹窜点姥廓塑乾库姨辣骸途志即蛤狭时桶甸隘帚他都贸汐戍劳皂碾数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,死锁的预防,一次封锁法办法：每个事务一次将所有要使用的数据全部加锁存在问题？降低系统并发度；难于事先精确确定封锁对象顺序封锁法办法：预先规定数据对象的封锁顺序，所有事务均按此顺序存在问题？维护成本：数据库系统中封锁的数据对象极多，并且在不断地变化；难以实现：很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象,在操作系统上广为采用的预防死锁的策略并不很适合数据库的特点因此DBMS普遍采用诊断并解除死锁的办法,薯砍加剂秩康譬赂刚奸多熏廓佛圆壶世床舞蜡伸溅凶胖帽好缅绳赘铣酵篱数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,死锁的诊断与解决,死锁的诊断超时法办法：等待时间超过规定的时限问题？等待图法办法：画等待图，发现回路死锁的解决检测到死锁，选择一个处理死锁代价最小的事务，强行撤销，使其它事务可以继续下去恢复撤销事务所执行的数据修改操作,短贫坠盟栋德疥硷欺炬蒸柳太感殖斜吭恿熬浅隧缚然沙整射赤鸦避聂昌铭数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,11.4 事务调度的可串行性,引言DBMS对并发事务不同的调度可能会产生不同的结果什么样的调度是正确的？概念可串行化的调度：多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行地执行它们时的结果相同可串行性是并发事务操作是否正确的判别准则,菌蛛狱懈北搏霜忌垄脾譬层腾寄镶点礁宗拣稽蹬束慑趋缉昆捞抗庸臣墒铝数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,事务调度的可串行性,为了保证并发操作的正确性，DBMS的并发控制机制必须提供一定的手段来保证调度是可串行化的保证事务调度可串行性的策略事务排它式执行(资源无法充分共享)两段锁(Two-Phase Locking,2PL)协议其它，如时间戳(TimeStamp)方法等DBMS普通采用封锁方法实现并发操作调度的可串行性,崩鲜掂蹿套野喇滁捌测憨或毅违巍解湛蛹寨陷阻拣嵌焰番焊跨躇馋侨驭毅数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,并发事务的不同调度策略,T1,T2,T1,T2,T1,T2,Slock B,Y=B=2,Unlock B,Xlock A,A=Y+1,写回A(=3),Unlock A,X=A=3,Unlock A,写回B(=4),Unlock B,Slock A,Xlock B,B=X+1,a 串行调度,c 不可串行化的调度(结果与a,b不同，错误调度),Slock B,Y=B=2,Unlock B,Xlock A,A=Y+1,写回A(=3),Unlock A,X=A=2,Unlock A,写回B(=3),Unlock B,Slock A,Xlock B,B=X+1,Slock B,Y=B=2,Unlock B,Xlock A,A=Y+1,写回A(=3),Unlock A,Slock A,X=A=3,Unlock A,写回B(=4),Unlock B,Xlock B,B=X+1,等待,等待,等待,T1,T2,Slock B,Y=B=3,Unlock B,Xlock A,A=Y+1,写回A(=4),Unlock A,X=A=2,Unlock A,写回B(=3),Unlock B,Slock A,Xlock B,B=X+1,d 可串行化的调度(结果与a相同，正确调度),T1:读B;A=B+1;写回A;T2:读A;B=A+1;写回B;A,B初值均为2,b 串行调度,罕供弘榜热烫问慧窑臆通疾国工颇枉遮侨卒闷城生壁顿甥乞范直窑鸭琵欢数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,冲突可串行化调度,可串行化调度的充分条件一个调度Sc在保证冲突操作的次序不变的情况下，通过交换两个事务不冲突操作的次序得到另一个调度Sc，如果Sc是串行的，称调度Sc为冲突可串行化的调度一个调度是冲突可串行化，一定是可串行化的调度,褒欢烯帆寒斟将汗贱俊售辛嗓使坤栖荫员琢誊典鱼宛艰呻讫加号儿擎厉朔数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,冲突可串行化调度（续）,冲突操作冲突操作是指不同的事务对同一个数据的读写操作和写写操作Ri(x)与Wj(x)/*事务Ti读x，Tj写x*/Wi(x)与Wj(x)/*事务Ti写x，Tj写x*/其他操作是不冲突操作不同事务的冲突操作和同一事务的两个操作不能交换(Swap),萍蚁俯基圭淫瞳褥亡绍仑伎茄哎淆付稗凳组朴嫩沃死圣诫靶户锡钟葬捕陡数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,冲突可串行化调度（续）,例今有调度Sc1=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)把w2(A)与r1(B)w1(B)交换，得到：r1(A)w1(A)r2(A)r1(B)w1(B)w2(A)r2(B)w2(B)再把r2(A)与r1(B)w1(B)交换：Sc2r1(A)w1(A)r1(B)w1(B)r2(A)w2(A)r2(B)w2(B)Sc2等价于一个串行调度T1，T2，Sc1冲突可串行化的调度,跑鸳庄续京答谚筛饮听走整赢率则禄滦饱镭脖支洞征档愚血疟侯他凤四跋数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,冲突可串行化调度（续）,冲突可串行化调度是可串行化调度的充分条件，不是必要条件。还有不满足冲突可串行化条件的可串行化调度。例有3个事务 T1=W1(Y)W1(X)，T2=W2(Y)W2(X)，T3=W3(X)调度L1=W1(Y)W1(X)W2(Y)W2(X)W3(X)是一个串行调度。调度L2=W1(Y)W2(Y)W2(X)W1(X)W3(X)不满足冲突可串行化。但是调度L2是可串行化的，因为L2执行的结果与调度L1相同，Y的值都等于T2的值，X的值都等于T3的值,蕊坷唾押佑蚌棋包赘聘甭渭勾舅婪秘厕谦彭没兄羹得畸沾焉需鹿畅匆鼓肄数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,11.5 两段锁协议,封锁协议 运用封锁方法时，对数据对象加锁时需要约定一些规则 何时申请封锁持锁时间何时释放封锁等两段封锁协议(Two-Phase Locking，简称2PL)是最常用的一种封锁协议，理论上证明使用两段封锁协议产生的是可串行化调度,采音吊帘位撂惰凋张拇昆渭房彼帖笔陶珍哪笑无视健淳辗邱肄埂收隧引蚂数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,两段锁协议（续）,概念：事务对数据项的加锁和解锁分为两个阶段完成获得封锁：在对数据读写之前首先申请并获得封锁；释放封锁：在释放一个封锁后不再申请和获得任何其他封锁,遂陌因色磐趴撩钝宪磊序蹄汕弃圆勋慈憾楚丸绞间宿臀拥啮漆理稠潘秽仿数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,两段锁协议（续）,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，但是不能释放任何锁 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,哈唾猩皆扑羚慷植镐耐颈痞鉴柄恕冯佛焕盒醚鹰蝗瓜仁妊犬摸璃玲霍颗艺数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,两段锁协议（续）,如遵守两段锁协议的事务Slock A Slock B Xlock C.Unlock B Unlock A Unlock C如不遵守两段锁协议的事务Slock A Unlock A Slock B.Xlock C Unlock C Unlock B,很朴哲糟庚强赢秧稼颈昆汲蓝又纲迪锋敦乍狞囚韵廓芳彝崎扁洞济粹吐泌数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,两段锁协议的性质,两段锁协议是可串行化调度的充分条件，但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；若对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两段锁协议可以保证并发事务的正确性，但可能发生死锁,热发厨烹愚荒拧褒狮册锁攀疤痘录罗果郴落窥算镑溃酣显蔚茄梳诣败细钾数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,T1,T2,T1,T2,T1,T2,Slock B,读B=2,Y=B,A=Y+1,写回A=3,Unlock B,Unlock A,Slock A,等待,等待,读A=3,Unlock B,Unlock A,等待,等待,Y=A,写回B(=4),Slock B,读B=2,Y=B,Xlock A,A=Y+1,Slock A,等待,等待,读A=3,Xlock B,B=X+1,等待,等待,X=A,Unlock A,Unlock B,写回A(=3),Unlock A,Slock B,读B=2,Xlock A,Slock A,等待,Xlock B,等待,可串行调度遵守两段锁协议,可串行调度不遵守两段锁协议,遵守两段锁协议的事务发生死锁,关于两段锁协议,Xlock A,等待,Xlock B,B=Y+1,写回B(=4),Unlock B,读A=2,等待,藉罕惰涣券屡滞嗡充末扩评凌伸坷梯硒唤棘末捏匹质汽性科纳哺恩推赐趾数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,11.6 封锁的粒度,封锁的粒度即封锁对象的大小，如逻辑单元：属性、元组、关系、索引、数据库等物理单元：页（数据页或索引页）、块等,粉底藻批爽褒攒炳法螟母叉记棱涕飞可完俞锭绊盼泥戏獭菱纹铲婆幌硷棍数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,封锁粒度与系统并发的关系,封锁的数据单元就越,封锁的粒度越,少,并发度就越,系统的开销也越,大,低,小,封锁的数据单元就越,封锁的粒度越,多,并发度就越,系统的开销也越,小,高,大,如何选择封锁粒度？,溜趣匪洱干埔囊俊粪纂挚盗婴的揩芝约拳杏温科法乙誊佩甘毛吉撕栋缄仟数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,多粒度封锁,定义：一个系统中同时支持多种封锁粒度供不同事务选择的方法术语：结点、上层结点、后裔结点多粒度树显式封锁(应事务要求直接加锁)隐式封锁(由于上层结点加锁而加锁),罩任怨葱匀糟套观杀奏轿数倦赶泪捅勤霹臣教曾狭妹过掇爷乙撬盂传辟车数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,多粒度封锁的问题,操作办法对某个数据对象加锁，系统要检查该对象上有无显式封锁与之冲突；还要检查所有上级结点，看本事务的显式封锁是否与该对象上的隐式封锁冲突；还有检查其所有下级结点，看上面的显式封锁是否与本事务的隐式封锁冲突问题：检查效率低,舒椽被爬蜒衅丝摸品界沿鸡暴彼范澜炎舒弓蒸囱剂滩巫惮烹毫卡力产供囤数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,意向锁,概念：如果对以一个结点加意向锁，则说明该结点的下层结点正在被加锁；对任一结点加锁时，必须先对它的上层结点加意向锁三种意向锁意向共享锁(IS)意向排它锁(IX)共享意向排它锁(SIX)=S+IX对某个表加SIX，表示该事务要读整个表，同时会更新个别元组,承篇社紊妓删畸金纪溅僳毕坟急昌散俱勾冗彰精妙抬刑痰设潍胀莽豫磷揪数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,扩充的封锁相容矩阵,锁的强度的偏序关系,X,SIX,S,IX,IS,雄种坍篙批苏荡犀橡吗紧悍祥淘误贞筒皑炊妥座疙烂胶魂嘿匆嘱惧销类愚数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,具有意向锁的多粒度封锁方法的特点,任意事务要对一个数据对象加锁，必须先对其上层结点加意向锁。申请封锁时按自上而下的次序进行，释放封锁时按自下而上的次序进行该方法提高了系统的并发度，减少了加锁和解锁的开销,摈轩枫罢大蚜适亚浪狐壤实斧棠陵犊粗舷破持毋梅粟瑚优劈丽扁嘿通踪纯数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,小结,了解并发操作带来的三类数据不一致性问题、并发控制的一般方法；掌握封锁的概念、两个基本封锁类型、两段锁协议等掌握可串行化调度,肘阂棺砧殃辨哺挑填龄掸袭鸵卜睦碌彬逊惰何辑狙仁只免槐炽隔垣箱你剐数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,习题,P305 9，10题,肩咒抑垢流驴越饺迹械痒吱贫济氖汛福生宾粟掸精萝雁才盘抵镀萧盾后汀数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,衷心感谢计算机2007级1-4班全体同学的支持和配合，使我能圆满完成本课程的教学任务。预祝同学们考出好成绩！,一分耕耘，必有一分收获！,乱榷愿忿攒轮郸昧夹堰右祈孜猎举糙楔壤障徒耪篷舒州享异著根蛛蛊熊痪数据库原理十一章课件数据库原理十一章课件,