第8章数据库的管理

数据库原理 7
故障类型和恢复方法

3、介质故障(硬故障)
磁盘物理故障或遭受病毒破坏。 恢复方法： (1)重装转储的后备副本到新的磁盘，使数据库恢复 到转储时的一致状态。 (2)在日志中找出转储以后所有已提交的事务。 (3)对这些已提交的事务进行REDO处理，将数据库 恢复到故障前某一时刻的一致状态。
t0
t1 t2 t3 t4
XFIND A
XFIND B
T2
若事务依赖图 有环则可能死 锁
T4 T1
T2
T4
XFIND B wait wait XFIND A wait
T1
T3
图3 事务的无环依 赖图 图4
T3
事务的有环依 赖图
死锁
数据库原理
27
封锁带来的问题2---死锁
死锁的解除：
DBMS中有一个死锁测试程序，每隔一段时 间检查并发的事务之间是否发生死锁。如果发生 死锁，则撤销某些事务，做回退操作，解除他的 封锁。释放的资源分配给其他的事务。
2的提交结果破坏了事务1提交的结果，导致事务1的修改被丢 失。
数据库原理 13

8.3 数据库的并发控制

不可重复读(non-repeatable read)
不可重复读是指事务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。 三类不可重复读：事务1读取某一数据后： (1)事务2对其做了修改，当事务1再次读该数据时，得到与前一 次不同的值。 (2) 事务2删除了其中部分记录，当事务1再次读取数据时，发现 某些记录神密地消失了。 (3) 事务2插入了一些记录，当事务1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)
运行记录优先原则
运行记录优先原则： 写一个修改到数据库中和写一个表示这个修改 的运行记录到日志中是两个不同的操作。为了保证 安全，运行记录应该先写下来。
具体有两点： 1)、至少要等相应运行记录已经写入运行日志 后，才能允许事务往数据库中写记录。 2)、直至事务的所有运行记录都已经写入到运 行日志后，才能允许事务完成COMMIT处理。
数据库原理 12
8.3 数据库的并发控制

并发操作：在多用户系统中，许多事务对同一数据进 行操作。（这里指在单CPU上，利用分时方法实现）

并发控制：协调各并发事务的执行，保证数据 库的完整性，同时避免用户得到不正确的数据。
并发操作带来的数据不一致性 丢失更新(lost update)
是指事务1与事务2从数据库中读入同一数据并修改，事务

数据库原理 25

封锁带来的问题1---（活锁）
时间点
A已被封锁， 不成功，等待
A刚被释 放，成功
T1 XFIND A
A
A刚被T2释 放，成功
T1永远等待 活锁！
T2 XFIND A
T3 XFIND A
பைடு நூலகம்
解决方法：先来先服务 ……
数据库原理 26
封锁带来的问题2---死锁
时间 事务T1 事务T2
数据库原理
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故障类型和恢复方法

1、事务故障
可以预期的事务故障，如存款余额透支等。 恢复方法：在事务中加入ROLLBACK语句。 非预期事务故障，如运算溢出、数据错误、死锁等 恢复方法：系统直接对该事务执行UNDO处理。


2、系统故障
硬件故障、软件错误或掉电等等。 恢复方法： （1）对未完成事务作UNDO处理。 （2）对已提交事务但更新还留在缓冲区的事务进行REDO处 理。
数据库原理 11
SQL对事务的支持



支持Commit和Rollback语句，但这些语句将强 制每个打开的游标关闭。 无Begin transaction语句，程序的开始就是事 务的开始。在遇到Commit 和Rollback语句时， 事务结束。 某些系统的SQL语言能在执行Commit语句时防 止关闭游标，但对执行Rollback语句时仍要关 闭游标。
并发操作带来的问题2---读脏数据
时间 t0 t1 t2 t3 t4 t5 t6 更新事务T1 FIND A A:=A-30 UPD A 70 *ROLLBACK* 100 FIND A 数据库中A的值 100 读事务T2
图2
事务T2在时间t4读了未提交的A值（70）
数据库原理 17
并发操作带来的问题3-不可重复读
数据库原理
4
8.2 数据库的恢复


数据库的可恢复性(Recovery)：系统能把数据库从被 破坏、不正确的状态恢复到最近一个正确的状态。 恢复的基本原理 ：“冗余”，即数据库重复存储。 具体实现方法

平时做好两件事：转储和建立日志 周期地(比如一天一次)对整个数据库进行拷贝，转储到 另一个磁盘或磁带一类存储介质中。 建立日志数据库。记录事务的开始、结束及数据每一 次插入、删除和修改前后的值，并写到“日志”库中。

XFIND R XRELEASE R


PX协议: 任何企图更新记录R的事务必须先执行 “XFIND R”操作，以获得对R的X锁，才能读或写 记录R；如果未获准X锁，那么这个事务进入等待队 列，一直到获准X锁，事务才能继续做下去。 PXC协议: X锁的解除操作应该合并到事务的结束 （COMMIT或ROLLBACK）操作中 。
数据库原理 14
8.3 数据库的并发控制

读“脏”数据(dirty read)
事务1修改某一数据，并将其写回磁盘。事务2读 取同一数据后，事务1由于某种原因被撤消，这时事 务1已修改过的数据恢复原值。事务2读到的数据就 与数据库中的数据不一致，是不正确的数据，又称为 “脏”数据。
数据库原理
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并发操作带来的问题1---丢失更新
70
XFIND
wait
wait A（重做） A:=A*2
t10
t11
数据库原理
140
UPD A COMMIT（包括解 锁）
22
例：使用S锁封锁解决数据丢失
时间 t0 t1 t2 t3 A:=A-30 SFIND A SFIND A 更新事务T1 数据库中A的值 100 更新事务T2
t4
t5 t6 t7 t8 UPDX A（失败） wait wait wait UPDX
数据库原理 20
共享型封锁--S锁


S锁定义：如果事务T对某个数据实现S锁，仍然允许其他事 务再对该数据加S锁，但在对该数据解除S锁前，其他事务 不能对他加X锁。S锁也称共享锁或读锁。 操作

SFIND R SRELEASE R

PS协议：任何要更新记录R的事务必须先执行“SFIND R” 操作，以获得对R的S锁。当事务获准对R的S锁后，若要更新 记录R必须用“UPDX R”操作，这个操作首先把S锁升级为X 锁，若成功则更新记录，否则这个事务进入等待队列 。 PSC协议：S锁的解除操作应该合并到事务的结束 。
T1 ① 读A=50 读B=100 求和=150 ② T2
③ 读A=50 读B=200 求和=250 (验算不对)
读B=100 B←B*2 写回B=200
不可重复读
数据库原理 18
解决方法


封锁技术 包括排他型封锁、共享型封锁 时标技术
数据库原理
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排他型封锁--X锁


X锁定义： X锁也称排他锁或写锁。如果事务T1对 某个数据实现X锁，那么其他事务T2要等T解除X锁 以后，才能对这个数据进行封锁。 操作
数据库原理
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8.2 数据库的恢复


一旦发生数据库故障，分两种情况进行处理
如果数据库已被破坏，则装入最近一次数据库备份，再 利用日志库将这两个数据库状态之间的所有更新重新做 一遍，即REDO。 如果数据库未被破坏，但某些数据不可靠，则撤消所有 不可靠的修改，把数据库恢复到正确的状态，即UNDO。

数据库原理
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并发操作的调度

事务的调度：事务的执行次序称为“调度” 串行调度：如果多个事务依次执行，则称为事务的 串行调度(Serial Schedule) 并发调度：如果利用分时的方法，同时处理多个事 务，则称为事务的并发调度(Concurrent Schedule) 可串行化：如果一个并发调度的执行结果与某一串 行调度的执行结果等价，那么这个并发调度称为 “可串行化的调度”，否则是不可串行化的调度。
A:=A*2
A（失败） Wait Wait
使用S锁不能更新数据。
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封锁的相容矩阵
T2 T1 X S — N N Y N Y Y Y Y Y
X
S
—
注： ① N=NO，不相容的请求 Y=YES，相容的请求 ② X、S、－：分别表示X 锁，S锁，无锁 ③ 如果两个封锁是不相容 的，则后提出封锁的事务要 等待。
事务(transaction)是构成单一逻辑工作单元的操作集合。

性质(ACID)



原子性 (Atomicity)：一个事务对数据库的所有操作，是一个 不可分割的工作单元。 一致性(Consistency)：即数据不会应事务的执行而遭受破坏。 隔离性(Isolation) :在多个事务并发执行时，系统应保证与这 些事务先后单独执行时的结果一样。 持久性(Durability) :一个事务一旦完成全部操作后，它对数据 库的所有更新应永久地反映在数据库中。
数据库原理 29



两段封锁协议

两段封锁协议：在对任何一个数据进行读写操作之前， 事务必须获得对该数据的封锁；在释放一个封锁之后， 事务不再获得任何其他封锁。