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简介：南京邮电大学数据库系统实验报告二以DBMS的数据库保护为主题，围绕MySQL环境下的安全控制与并发控制展开，适合正在学习数据库原理、需要完成同类实验或理解事务与锁机制的学生参考。报告完整记录了实验目的、原理、操作步骤与验证过程，涵盖用户U1/U2创建与权限分配、GRANT/REVOKE授权回收、事务COMMIT/ROLLBACK、X锁/S锁并发场景等关键内容，并附有实验小结与常见问题处理。资源共1个文件，为标准doc格式文档，压缩包大小约1.3MB，结构清晰可直接阅读或按需修改。目前已有152人学习下载，对于巩固ACID概念、掌握MySQL访问控制及并发控制实践具有不错的参考价值。

1. 数据库保护实验到底在考什么

如果你拿到的任务是“数据库系统实验报告二（DBMS的数据库保护）”，先别急着打开客户端建表。这个实验真正要验证的不是 SQL 写得有多花哨，而是四类机制：事务的原子性和隔离性怎么体现，系统崩溃后已提交的数据靠什么恢复，非法数据为什么进不了表，没有权限的人为什么动不了表。数据库保护是 DBMS 自己在做的事，你的任务是把它们“逼出来”并留下证据，而不是替数据库实现一套保护代码。

这个实验最常见的情况是：用图形化工具开两个查询窗口，一个改了数据没提交，另一个窗口怎么查都是旧值，于是截图写“看到了隔离”。这其实只摸到了 MVCC 的边。真正要区分的是读已提交、可重复读、串行化在锁上的差异，以及 redo 日志和 undo 日志各自负责什么。这篇文章按“建场景 → 跑命令 → 看证据”的顺序，把一份能扛住追问的实验过程拆给你，代码以 MySQL 8.0 的 InnoDB 引擎为例，小版本有差异的地方我会单独标出。

适合三类人：正在做数据库课程实验报告二的学生、想补并发控制实操经验的开发，以及要给学生讲清楚保护机制的教学助理。读完你至少能回答三个问题：锁到底锁住了什么；崩溃后谁负责恢复；为什么说 CHECK 约束在旧版本里可能是个摆设。

2. 建库建表、事务脚本与权限账号：把实验材料一次备齐

数据库保护实验要从并发控制和崩溃恢复开始，但不要直接从并发开始。先把库表、事务脚本、权限账号准备好，否则后面验证锁、验证回滚时，表结构或账号问题会干扰所有结论。

2.1 实验环境选型：为什么用 MySQL 8.0 + InnoDB

常见做法是用 MySQL 8.0 做这个实验，引擎指定 InnoDB。原因不是 MySQL 最先进，而是它的默认存储引擎正好把数据库保护需要的几件工具集齐了：支持事务、支持行级锁、支持 redo/undo 日志，还提供 information_schema 和 performance_schema 两张系统库，能让你直接观察到锁和事务状态。Access 和 SQLite 也能跑 SQL，但默认锁粒度要么是文件级要么是库级，很难演示行锁竞争；SQLite 默认每个写事务独占整个数据库，两个连接交替写基本产生不了你想要的锁等待，实验现象不明显。

选型时还要确认两点。第一，确认版本是 8.0 而不是 5.7，因为后面查锁等待我会用 performance_schema.data_locks，5.7 没有这张表，字段对不上。第二，把默认存储引擎和隔离级别打出来，作为实验报告的“环境参数”。

mysql -uroot -p SELECT VERSION(); SELECT @@transaction_isolation; SELECT @@autocommit; SHOW VARIABLES LIKE 'default_storage_engine';

逻辑说明：VERSION() 确认大版本；transaction_isolation 显示默认隔离级别，InnoDB 默认是 REPEATABLE-READ；autocommit 为 1 表示每条语句自动提交，做事务实验前必须清楚这一点。参数说明：autocommit=1 时如果你手动 START TRANSACTION，仍然可以自行 COMMIT 或 ROLLBACK，但一旦忘记提交，后续语句可能被自动提交，干扰实验结论；建议实验全程把 autocommit 显式设为 0，或者严格控制在单个会话里手动提交。

2.2 建库建表：账户表、库存表、订单表的最小结构

我用三张表就够覆盖后面的实验：账户表做转账事务，库存表做防超卖事务，订单表挂外键做完整性验证。字段不引入复杂业务，保持最小可复现。

CREATE DATABASE IF NOT EXISTS db_protect DEFAULT CHARACTER SET utf8mb4; USE db_protect; CREATE TABLE account ( id INT PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT, name VARCHAR(32) NOT NULL, balance DECIMAL(10,2) NOT NULL DEFAULT 0, updated_at TIMESTAMP DEFAULT CURRENT_TIMESTAMP ON UPDATE CURRENT_TIMESTAMP ) ENGINE=InnoDB; CREATE TABLE stock ( id INT PRIMARY KEY, goods_name VARCHAR(64) NOT NULL, qty INT NOT NULL ) ENGINE=InnoDB; CREATE TABLE orders ( id INT PRIMARY KEY AUTO_INCREMENT, user_id INT NOT NULL, qty INT NOT NULL, created_at TIMESTAMP DEFAULT CURRENT_TIMESTAMP, CONSTRAINT fk_orders_user FOREIGN KEY (user_id) REFERENCES account(id) ) ENGINE=InnoDB; INSERT INTO account(name, balance) VALUES ('alice', 1000.00), ('bob', 1000.00); INSERT INTO stock(id, goods_name, qty) VALUES (1, 'notebook', 10);

逻辑说明：balance 用 DECIMAL(10,2) 而不是 FLOAT，是为了避免二进制浮点误差，在回滚演示里你不想因为精度问题被追问。外键 fk_orders_user 是必须的，后面做完整性实验时插入一条不存在的 user_id 会被拒绝，这就是 DBMS 保护数据一致性的直接证据。所有表都显式指定 ENGINE=InnoDB，如果建表时没写，默认引擎一旦不是 InnoDB，事务和行锁全部失效，这是最隐蔽的坑之一。

参数说明：DECIMAL(10,2) 表示最多 10 位数字，小数占 2 位，适合账户余额；外键列的数据类型必须和父表主键完全一致，否则建表直接报错。如果实验报告要求体现实体完整性、参照完整性，在建表 SQL 里保留 CONSTRAINT 命名，报告里才方便描述。

2.3 两组演示事务：转账与防超卖

数据库保护实验的高发区是并发写冲突。我准备两组最小事务：一组转账，一组带条件的扣减库存。

-- 事务S1：转账，两个账户的余额要一起变化 START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance - 100.00 WHERE id = 1; UPDATE account SET balance = balance + 100.00 WHERE id = 2; COMMIT; -- 事务S2：防超卖，扣减前先判断库存足够 START TRANSACTION; UPDATE stock SET qty = qty - 1 WHERE id = 1 AND qty > 0; COMMIT;

逻辑说明：事务 S1 里有两条 UPDATE，中间故意留出“提交点”，方便实验中去掉 COMMIT 观察未提交状态对其它连接的影响；事务 S2 的 WHERE 条件带着 qty > 0，这是 SQL 层面的业务自保护，后面对比 DBMS 锁保护时能讲清楚两者差异。实际做并发实验前，先开两个 mysql 命令行会话，分别执行 SELECT @@session.transaction_isolation; 确认隔离级别一致。

这里有个关键习惯：不要用图形化工具的多个查询窗口代替命令行会话。图形工具会自动复用或隐藏连接，你很难确定哪条查询跑在哪个连接上，查锁信息时也对应不上 trx_mysql_thread_id。用两个显式终端会话，每条命令的效果都是可控的。

2.4 完整性与权限的最小闭环：CHECK、触发器与 GRANT/REVOKE

数据库保护的另一半是完整性与权限，建议在准备阶段就把约束和账号建好，后面并发与恢复实验不会受干扰。先验证 CHECK 约束：

ALTER TABLE account ADD CONSTRAINT chk_balance_positive CHECK (balance >= 0); INSERT INTO account(name, balance) VALUES ('carol', -5.00);

第二条 INSERT 会触发 CHECK 约束报错，数据被拒绝写入。注意 MySQL 的 CHECK 约束从 8.0.16 才开始真正强制生效，如果你用的版本更早，这条语句会被解析但不检查，这时需要靠触发器兜底。触发器写法如下：

CREATE TRIGGER trg_account_balance_before_insert BEFORE INSERT ON account FOR EACH ROW BEGIN IF NEW.balance < 0 THEN SIGNAL SQLSTATE '45000' SET MESSAGE_TEXT = 'balance cannot be negative'; END IF; END;

逻辑说明：SIGNAL SQLSTATE '45000' 是自定义异常专用状态码，会终止 INSERT 并抛出指定错误。触发器里不能返回结果集，所以要么 SIGNAL 报错，要么 SET NEW.balance = 0 做修正。

权限部分创建两个账号，一个只读，一个可写，并验证 REVOKE 生效：

CREATE USER 'app_ro'@'localhost' IDENTIFIED BY 'ro_pass'; CREATE USER 'app_rw'@'localhost' IDENTIFIED BY 'rw_pass'; GRANT SELECT ON db_protect.* TO 'app_ro'@'localhost'; GRANT SELECT, INSERT, UPDATE, DELETE ON db_protect.* TO 'app_rw'@'localhost'; SHOW GRANTS FOR 'app_ro'@'localhost'; REVOKE UPDATE ON db_protect.account FROM 'app_rw'@'localhost';

逻辑说明：SHOW GRANTS 的输出是授权事实，报告里贴完整输出比贴一句“我授权了”更有说服力。REVOKE 是即时生效的，不需要重启服务。真正验证时必须切换到 app_ro 账号登录执行 UPDATE，系统会报权限不足，不要用 root 验证，root 是超级用户，REVOKE 对 root 无效。

3. 并发控制：隔离级别、行锁与死锁可视化

数据库保护最核心的一块是并发控制。事务并发时会遇到脏读、不可重复读、幻读、丢失更新，DBMS 用锁定和多版本控制来挡。这一章用三个实验把机制逐层逼出来，每个实验都要能留下系统表证据。

3.1 四种隔离级别在 MySQL 里的表现差异

先查默认隔离级别，然后准备两个会话。会话 A 开启事务查询余额但不提交，会话 B 修改同一行并提交，回到会话 A 再查一次，观察两次结果是否一致。下面代码以 READ COMMITTED 为例：

-- 会话A SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED; START TRANSACTION; SELECT balance FROM account WHERE id = 1; -- 此时不要在会话A提交 -- 会话B SET SESSION TRANSACTION ISOLATION LEVEL READ COMMITTED; UPDATE account SET balance = balance - 200.00 WHERE id = 1; COMMIT; -- 回到会话A再次查询 SELECT balance FROM account WHERE id = 1;

逻辑说明：在 READ COMMITTED 下，会话 A 第二次查询会看到会话 B 提交后的新值，这就是不可重复读。把这个实验在 REPEATABLE-READ 下重做一遍，会话 A 两次查询结果一致，因为 InnoDB 的快照读在同一事务内使用的是同一份一致性视图。参数说明：SET SESSION 只影响当前连接，不影响其它会话和全局配置，所以两个会话可以各自设置不同隔离级别做对比实验。

四种隔离级别的现象差异整理成表格，放报告里很直观：

和 ANSI 标准里 RR 可能幻读不同，InnoDB 的 REPEATABLE-READ 通过 next-key lock 解决了大部分幻读问题。你在报告里写“MySQL 的 RR 通过间隙锁避免了幻读”，比只写一句“RR 会幻读”更能体现你真的跑过实验。

3.2 行锁与表锁：用 information_schema 现场看锁等待

隔离级别是结果，锁是手段。现在让两个会话对同一行更新，制造锁等待。会话 A 开启事务更新 id=1 但不提交，会话 B 对同一行执行更新，会被阻塞。然后在第三个会话查询锁信息：

-- 会话A START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance - 1.00 WHERE id = 1; -- 不提交 -- 会话B START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance + 50.00 WHERE id = 1; -- 这条会一直等待 -- 会话C，查看事务和锁 SELECT trx_id, trx_state, trx_started, trx_mysql_thread_id FROM information_schema.INNODB_TRX; SELECT ENGINE_TRANSACTION_ID, OBJECT_SCHEMA, OBJECT_NAME, INDEX_NAME, LOCK_TYPE, LOCK_MODE, LOCK_STATUS FROM performance_schema.data_locks\G

逻辑说明：第一段查询能看到两个活跃事务，其中一个 trx_state 是 LOCK WAIT，另一个是 RUNNING；第二段查询能看到锁对象是 account 表的某一行，LOCK_TYPE 是 RECORD，LOCK_MODE 是 X，这就是行级排他锁存在的直接证据。如果你把 WHERE 条件换成没有索引的 name 字段，会发现锁的范围变成全表，锁记录数暴涨，这正好引出后面避坑章里的索引问题。

参数说明：INNODB_TRX 里的 trx_mysql_thread_id 对应 SHOW PROCESSLIST 里的 Id，某个会话卡住时可以用它精确 KILL；data_locks 里的 LOCK_MODE 对排他锁显示 X，共享锁显示 S，间隙锁会额外显示 GAP。报告里截取包含 X 和 LOCK WAIT 的输出，比任何描述都硬。

3.3 死锁模拟：两个会话互相等锁怎么收场

死锁是并发控制里最值得写进报告的部分，构造方式不复杂。会话 A 锁住 id=1，会话 B 锁住 id=2，然后双方再去更新对方持有的行：

-- 会话A START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance - 1.00 WHERE id = 1; UPDATE account SET balance = balance + 1.00 WHERE id = 2; -- 第二句等待会话B释放id=2 -- 会话B START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance - 1.00 WHERE id = 2; UPDATE account SET balance = balance + 1.00 WHERE id = 1; -- 死锁被InnoDB检测到，其中一个事务被回滚

执行后其中一个会话会收到 “Deadlock found when trying to get lock; try restarting transaction” 的错误，对应的 UPDATE 被回滚，另一个事务正常继续。这里要讲清楚 InnoDB 的死锁处理策略：它并不等锁超时，而是靠死锁检测发现循环等待，选代价较小的事务回滚，然后抛出错误号 1213。实验报告里截下错误信息，再补充说明“被回滚的事务需要应用层重试”，这是 DBA 和开发配合的边界。

参数 innodb_deadlock_detect 默认 ON，实验里不要关闭。如果关掉它，系统只能靠 innodb_lock_wait_timeout 兜底，默认 50 秒，两个会话会卡到超时才结束，体验很差且不能说明死锁检测机制。

4. 故障恢复：redo/undo、崩溃模拟与备份恢复

并发控制管的是“同时跑”，恢复机制管的是“跑一半崩了”。这章不需要你写日志，而是让 DBMS 用日志把数据救回来。落点是：你怎么在报告里证明 redo 和 undo 各自干了什么活。

4.1 redo 和 undo 在实验里怎么讲才不空洞

很多报告写“InnoDB 通过 redo 日志保证已提交事务不丢失，通过 undo 日志回滚未提交事务”，这句话没错但太干。你必须有物理层面的支撑。先看数据目录下的日志文件和落盘策略：

SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_flush_log_at_trx_commit'; SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_log_file_size'; SHOW VARIABLES LIKE 'innodb_undo_tablespaces'; SHOW VARIABLES LIKE 'log_error';

逻辑说明：innodb_flush_log_at_trx_commit 默认是 1，表示每次事务提交都把 redo 刷到磁盘，所以只要有提交，重启就不丢数据；log_error 指向错误日志文件，后面验证崩溃恢复要到这里找证据。概念上，redo 是物理日志，记录“数据页被改成什么样”，事务提交时刷盘；undo 是逻辑日志，记录“怎么改回去”，用于回滚和快照读。实验报告里画一个简单时序就够：事务执行 → 写 undo → 写 redo → 提交 → 刷数据页；崩溃后先回滚未提交事务，再前滚已提交事务。注意顺序不要写反。

4.2 模拟崩溃：kill 会话看回滚，重启服务看恢复

模拟崩溃按安全性从高到低排序：kill 一个未提交的会话最安全，能观察回滚；重启 MySQL 服务次之，能观察 redo 对已提交数据的恢复；不建议在课程实验里 kill -9 模拟断电，一旦恢复链路受影响，整个数据目录可能损坏。

第一步，验证 undo。会话 A 开启事务更新余额但不提交，拿到它的线程 ID 后，在另一个会话里 kill：

-- 会话A START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance - 500.00 WHERE id = 1; -- 会话B SHOW PROCESSLIST; -- 找到会话A的线程ID后执行 KILL 123;

杀完再查询 id=1 的余额，没提交的 500 元扣减被回滚，数据回到事务开始前。这个现象对应 undo 的作用：连接终止时事务未提交，InnoDB 用 undo 回滚。

第二步，验证 redo。会话 A 执行事务并正常 COMMIT，然后重启 MySQL 服务：

START TRANSACTION; UPDATE account SET balance = balance + 200.00 WHERE id = 2; COMMIT; FLUSH LOGS;

重启后再查询 id=2，已提交的 200 元更新还在。虽然实验场景里数据页可能早就落盘了，但机制上，如果数据页还没来得及落盘，重启时 InnoDB 会扫描 redo 日志，把已提交事务重做一遍。重启后去错误日志里搜索 recovery 或 Starting crash recovery 之类的记录，不同版本措辞略有不同，把那段日志截进报告，就是 redo 恢复过程的现场证据。

4.3 手动做一次备份恢复，验证逻辑备份的作用

数据库保护不能只靠崩溃恢复，还要有管理员主动备份的习惯。课程实验里用 mysqldump 做逻辑备份就够了，它导出的是 SQL 语句，恢复时会重新执行建表和插入。先备份，再删表，再恢复：

mysqldump --single-transaction -uroot -p db_protect > /tmp/db_protect.sql mysql -uroot -p -e "DROP TABLE db_protect.account;" mysql -uroot -p db_protect < /tmp/db_protect.sql

逻辑说明：--single-transaction 参数利用 InnoDB 的 MVCC 生成一致性快照，导出过程中不阻塞事务，适合课程实验；恢复时 mysqldump 生成的 SQL 会把表结构和数据重新建立起来。参数说明：如果不加 --single-transaction，mysqldump 默认会锁表导出，虽然这里表很小无所谓，但报告中体现你了解这个参数会显得更专业。

备份恢复实验做完，你的报告里就有了三层数据保护：并发控制防同时写乱、日志恢复防崩溃丢数据、备份恢复防误删误改。这三层正好对应事务的隔离性、持久性和管理员兜底手段。

5. 避坑：数据库保护实验里最容易翻车的 5 个现场

这一章写的都是我见过或踩过的真实问题，每条按“现象 → 原因 → 解决”展开。照着实验顺序做，遇到问题直接对号入座。

5.1 现象：事务里 UPDATE 没生效，外面一查还是旧值

第一个会话执行了 UPDATE，没提交，去另一个会话里查，数据还是老样子，于是以为 UPDATE 语句执行失败。原因：InnoDB 的 MVCC 让其它连接读的是快照，未提交事务的修改对其它会话不可见，这是隔离性的正常表现，不是 SQL 写错。解决：回到执行 UPDATE 的会话执行 COMMIT，再重新查询。如果想演示脏读，需要显式把隔离级别改成 READ UNCOMMITTED，不要拿默认配置硬套结论。

5.2 现象：两个会话同时 UPDATE 同一行，后提交的覆盖先提交的

两个连接都对同一行 UPDATE，而且都成功，后提交的事务把先提交的覆盖了，看起来没有锁竞争。原因：这是典型的丢失更新，DBMS 的默认隔离级别并不会阻止“先读旧值、再写新值”的逻辑覆盖，因为你没有对读操作加锁。解决：把第二步改成 SELECT ... FOR UPDATE 锁定该行：

START TRANSACTION; SELECT balance FROM account WHERE id = 1 FOR UPDATE; UPDATE account SET balance = balance - 100.00 WHERE id = 1; COMMIT;

另一个事务再执行同一条 SELECT ... FOR UPDATE 就会被阻塞，等当前事务提交后才能继续。这样才算把并发控制的演示从隔离级别推进到加锁层面。

5.3 现象：第二个会话的 UPDATE 不阻塞，怀疑行锁没生效

按文档做，两个会话 UPDATE 同一行，结果第二个会话秒回，完全看不到锁等待。原因：最常见的是 WHERE 条件没走索引。InnoDB 的行锁基于索引，如果 WHERE 字段没有索引，它会把全表记录都锁上，锁信息分散且表现接近表锁；另一个可能是第二个会话做的是快照读，读操作本身不阻塞写操作。解决：用 SHOW INDEX FROM account; 确认索引，用 EXPLAIN SELECT * FROM account WHERE name='alice'; 看是否走索引。实验里建议都用主键 id 做条件，因为主键天然有索引，行锁效果最干净。另外两个连接必须都处于事务中，单独一条自动提交的 UPDATE 执行完就释放锁，自然看不到等待。

5.4 现象：模拟崩溃后数据没丢，实验报告没法写“恢复”

重启数据库后发现数据一条没少，感觉实验没做出来，因为没有看到“恢复过程”。原因：这恰恰是 redo 日志的功劳，数据没丢证明可靠性生效，但恢复过程的证据在错误日志里，不在表数据里。解决：重启后立刻按 log_error 变量找到错误日志，搜索 recovery 或 Starting crash recovery 关键词，把日志片段截进报告。如果重启前执行大量 INSERT 并提交，再快速重启，错误日志里能看到恢复阶段扫描 redo 的记录。不要为了制造数据丢失去调低 innodb_flush_log_at_trx_commit，实验目的是证明机制有效，不是制造事故。

5.5 现象：权限实验里 root 什么都干得成，没有说服力

用 root 执行 GRANT 和 REVOKE，然后继续用 root 验证权限，发现 REVOKE 根本拦不住 root，报告没法写。原因：root 是超级用户，MySQL 对超级用户不做权限回收限制；另一个坑是账号的主机部分，'app_ro'@'localhost' 只能从本机 socket 登录，如果从 127.0.0.1 连接可能匹配到不同账号规则。解决：验证时务必退出 root，用普通账号重新登录：

mysql -uapp_ro -h127.0.0.1 -p UPDATE account SET balance = 0 WHERE id = 1;

执行后能看到权限拒绝错误。把 CREATE USER、GRANT、SHOW GRANTS、被拒错误这四段输出都贴进报告，权限链路就完整了。

6. 报告与进阶验证：把数据库保护证据链补完整

6.1 截图之外的证据链：用系统表导出锁和事务状态

老师批改实验报告时，最经不起追问的不是结论，而是“你凭什么说这是行锁”。所以在锁等待发生的那一刻，把系统表查询结果原样导出，比事后补截图有说服力得多：

SELECT trx_id, trx_state, trx_started, trx_mysql_thread_id FROM information_schema.INNODB_TRX; SELECT ENGINE_TRANSACTION_ID, OBJECT_SCHEMA, OBJECT_NAME, INDEX_NAME, LOCK_TYPE, LOCK_MODE, LOCK_STATUS FROM performance_schema.data_locks;

在锁等待发生时跑这两条，输出里能看到一个事务 LOCK WAIT，另一个 RUNNING，锁对象指向 account 表主键索引。建议实验过程中用 tee 把命令和输出一起记录到文件，或者把终端内容完整复制到报告附录，避免事后凭记忆补。

6.2 一个值得写进思考题的进阶实验：隔离级别组合矩阵

如果想把报告从“完成”做到“有深度”，可以做隔离级别组合矩阵：两个会话分别设置四种隔离级别，按“读读、读写、写读、写写”四种组合各跑一次，记录是否阻塞、是否读到重复数据，最后整理成一张 4×4 矩阵。结论用三句话收住：InnoDB 的 MVCC 让读不阻塞写；写与写必然互斥；串行化下读也加共享锁。这个实验能直接回答“为什么默认隔离级别是 REPEATABLE-READ 却还能保持较高并发”。

我自己的习惯是：先让实验“出错”，再证明机制“兜住”。一份实验报告如果从头到尾只有成功截图，多半是只看结论倒推出来的；把锁等待、权限拒绝、回滚这些“失败现场”保留下来，反而更可信。之前有一次我只写了“重启后数据恢复”几个字，被追问“恢复过程中谁是主角”，当场说不清 redo 和 undo 的分工，后来补了错误日志和事务状态表才算过关。希望这篇笔记能帮你少踩同一个坑，用证据链把数据库保护讲扎实，希望帮到你。

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