“改为先取S[10,13)，两读者可以同时查询为空。T1接着请求X[11,12)被T2的S挡住，T2请求X[12,13)被T1的S挡住。正确保护把非法双提交变成了需要处理的等待环；它没有同时解…”
形式陈述
年龄决定谁可等待
给每个逻辑事务T分配唯一年龄ts(T)，值越小越老；不同重试保留同一个值。可用单调计数器加唯一编号，年龄不要求是真实时间。事务遵守严格两阶段锁，锁请求由一个顺序的抽象管理器处理；提交、伤害标记、释放彼此有明确原子次序。
请求者T遇到其它事务U持有不兼容锁时，两种策略为：[1, §3.11]
| 策略 | T比U老 | T比U年轻 |
|---|---|---|
| wait-die | T等待U | T中止自身 |
| wound-wait | 标记U中止，T等其清理 | T等待U |
这里“伤害”是请求持有者进入ABORTING，不是直接把锁改名给请求者。若持有者已经提交并释放，重新检查即可；不能撤回已确认的提交。本文模型把提交与进入ABORTING的选择串行化，ABORTING之后禁止普通操作和提交。
每个事务至多有一个待完成锁请求。等候者不靠额外FIFO前驱阻塞：能否授锁只取决于当前不兼容持有者，未获锁请求不会充当锁持有者。若另加排队优先约束，必须把那些额外等待边也纳入证明，不能只给持有锁的边检查年龄。
持有集合不是静止的。每次授锁或模式转换可能给已有待请求增加新的阻塞者，因此管理器在该原子事件返回前，必须重新检查受影响待请求，并先触发年龄规则要求的中止；不能只在第一次决定等待时检查一次。本文核验器保守地重查所有待请求，反复到没有新中止标记，再允许事务继续普通操作。每次新标记都会减少可执行的事务数，所以有限事务集合上这一步能结束。
多个持有者与升级
设B是本次新请求或升级所冲突的其它持有者集合。B为空便授予。wait-die只有当T比B中每个仍活动的事务都老时才允许普通等待；遇到任何更老持有者，就中止T。不能只随意挑一个较年轻持有者检查。
wound-wait标记B中所有比T年轻且仍活动的持有者中止；对更老活动持有者等待。即使被标记者曾在等另一把锁，也先取消它的待完成请求，让它只做清理。清理中的事务仍保有锁直到真正释放；请求者必须重新检查剩余B，不能因所有年轻持有者都收到标记便提前授锁。
升级先把请求模式与自身旧模式合并，再计算B；自身不是自身的阻塞者。若升级要等待，旧模式仍保留。请求中止后，其全部锁也需等清理完成才释放，不能先丢保护再回滚数据。
无环证明包含清理状态
在wait-die中，活动事务间的每条普通锁等待边T→U都满足ts(T)<ts(U)。沿一条环走一周会推出ts(T)<ts(T)，不可能。wound-wait中，未被中止的活动事务间每条普通等待边都满足ts(T)>ts(U)，同样不可能闭环。这是对死锁的一种预防：在允许阻塞时就限制边方向，而不是先成环再检测。
请求者还可能等待ABORTING事务释放锁，这种边不必遵守同一年龄方向。它仍不会构成锁等待环，因为ABORTING已取消锁请求，不再向别的事务发出锁等待边。这里必须假设清理是有限的，且不会为完成清理再申请本协议中的事务锁；若回滚另需这些锁，证明就缺了一部分依赖。
直觉
两种策略把等待箭头朝相反方向排列
wait-die让老事务耐心等年轻持有者，让年轻请求者回退。wound-wait让老请求者迫使年轻持有者回退，年轻请求者则等待老者。两者都只因这一年龄规则中止年轻的一方，但中止发生在“自己请求时”还是“别人来请求时”，执行轨迹不同。
年龄只处理锁等待。它不决定事务读什么版本，也不自动替代严格2PL；同一组年龄比较若配上错误的提前解锁，仍可能得到不满足隔离的结果。
例子与边界
空区间预订的完整重试
T1年龄10，T2年龄20；两者都已在区间协议中取得S[10,13)，并读到空。T1准备插11，T2准备插12。
wait-die轨迹为：
- T1请求X[11,12)，被T2的S挡住；10<20，登记T1→T2
- T2请求X[12,13)，被T1的S挡住；20>10，中止T2，而不是再登记反向边
- T2清理完成，释放S并移除待请求；重新检查T1的请求，现在可以授予
- T1在私有写集中加入11，提交发布后释放锁
- T2以原年龄20开始新一轮，重新执行查询；看到11后不再插12，正常完成
重试不是从失败的insert那一行继续。先前“区间为空”的判断已经失效，必须重做决定该写的读取与计算。最终[10,13)只有11；串行解释为T1的成功执行在T2的成功重试之前。
wound-wait则在第1步就将T2标记ABORTING。T1暂时等清理，T2不能再发第2步写请求；直到清理完成才授予T1的X。若实现发标记后立刻授锁，此时T2仍持S，就已破坏兼容不变量，无论后来回滚多快都不能抹去该窗口。
三个年龄和共享锁升级
年龄20的请求者要X(x)，而年龄10与30的事务都持S(x)。wait-die必须中止20，因为存在更老的10；只检查30会错误地允许20同时等待10与30，破坏统一方向。wound-wait标记30清理，并继续等10；清理30不会使10的S消失。
若10与20均持S(x)，10申请升级X：wait-die让10等20；20再申请升级时中止20。wound-wait在10请求时就标记20。两种过程都应排除10自己的S作为阻塞者，同时保留该S直到X获准或整个事务中止结束。
新持有者也会改变旧等待
wait-die下，20已经在等持S(x)的30，年龄方向合法。此时10也请求S(x)，它与30的S相容；但如果直接授予后不重查20，便新增20→10这条反方向等待。正确处理是在这次授予事件返回前中止20。wound-wait的对应例是20先等持S的10，后来30获S；20应将新年轻持有者30标记清理，而不是悄悄容忍20→30成为新的活动事务等待边。
因此“每次锁请求检查一次”还不足以支撑上面的全局不变量：当前请求可能改变别人已经在等待的对象。这个边界由状态核验器的随机授锁历史发现，并保留成两个三事务回归例。
换新年龄可以让重试永远落后
wait-die下，逻辑事务A每次重试都换最新年龄；在其下一次申请x前，总有一个稍早开始的B持X(x)。A总比B年轻，总会中止。每个B都可有限完成，系统也持续取得进展，A却始终无法完成。保留原年龄使后来新事务无法继续变成A的“更老前驱”，因此是避免循环重启分析的重要前提。[1, pp.85–86]
即使保留年龄，若锁持有者永不结束、回滚永久阻塞、可授予请求从不被调度，仍可能无限等待。无等待环不等于无饥饿，也没有给出一个统一毫秒上界。
推论与应用
中止和清理也是协议动作
完整状态至少区分ACTIVE、WAITING、ABORTING、COMMITTED、ABORTED。WAITING不允许继续发下一普通请求；被伤害后取消待请求并转ABORTING；清理完成才转ABORTED并释放全部锁。重试建立新的执行实例，保留逻辑年龄，却不复用旧读结果或未提交写集。
本单元用私有写集使清理可见为“丢弃暂存值再释放”。若真实实现曾原地写共享页，必须在原保护下完成必要undo，再唤醒其它事务；若外部邮件、支付等副作用已经发出，它们也不因数据库事务中止自动撤回。这些动作需要另外的事务边界，不能放进本锁模型的回滚假设中。
保证和成本分别核算
给定g个不兼容持有者，年龄决策扫描它们需O(1+g)次比较；发出wound至多g次。锁表查询、唤醒、丢弃写集和真正undo成本另计。本文下载核验器还在持有者变化后复检所有待请求：若有A个尚未进入ABORTING的事务、P个待请求、L条锁记录，朴素全扫闭环保守为O(1+(A+1)P(1+L))，并非把整个事件都算作单次O(1+g)决策。把“选择中止谁”写成常数，不会让中止一个已修改百万记录的事务也只付常数。
若要进一步证明最终完成，需声明有限事务工作、有限且可运行的清理、合适的公平授锁/CPU调度、每个年龄前只有有限更老事务、重试保留年龄等条件。本文只对有限轨迹验证年龄方向、授锁安全和实际重试结果，不把这些测试当成普遍饥饿自由证明。
终点任务要求逐事件列出B、策略决定、仍持有的锁与可执行状态，并在清理前故意尝试授锁，观察不变量怎样拒绝它。
参考资料
[1] Philip Bernstein、Vassos Hadzilacos、Nathan Goodman，Concurrency Control and Recovery in Database Systems，Chapter3，Addison-Wesley，1987，§3.11的Timestamp-based Deadlock Prevention，印刷pp.84–87，尤其p.86两种策略、重试保留年龄及wound与已完成事务的边界。本文多持有者集合、显式ABORTING和预订轨迹在该规则上展开。