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1、事务处理-锁ppt课件Stillwatersrundeep.流静水深流静水深,人静心深人静心深Wherethereislife,thereishope。有生命必有希望。有生命必有希望提纲提纲n n并发控制n基于锁的协议n两段锁协议n多粒度n封锁带来的问题n n恢复n故障n日志n恢复封锁的定义封锁的定义n n封锁就是一个事务对某个数据对象加锁，取得对它一定的控制，限制其它事务对该数据对象使用n n要访问一个数据项R，事务Ti必须先申请对R的封锁，如果R已经被事务Tj加了不相容的锁，则Ti需要等待，直至Tj释放它的封锁封锁的类型封锁的类型n n排它锁排它锁（X锁，eXclusivelock）n事务
2、T对数据对象R加上X锁，则其它事务对R的任何封锁请求都不能成功，直至T释放R上的X锁；又称写锁n申请对R的排它锁：lock-X(R)n n共享锁共享锁（S锁，Sharelock）n事务T对数据对象R加上S锁，则其它事务对R的X锁请求不能成功，而对R的S锁请求可以成功；又称读锁n申请对R的共享锁：lock-S(R)封锁的相容矩阵封锁的相容矩阵不不相容请求相容请求相容请求相容请求两阶段封锁协议两阶段封锁协议n nTwo-PhaseLockingProtocoln n两阶段封锁协议内容n增长阶段(GrowingPhase)n事务可以获得锁，但不能释放锁n缩减阶段(ShrinkingPhase)n事务
3、可以释放锁，但不能获得锁n n示例lock-S(A)lock-S(B)lock-X(C)unlock(A)unlock(C)unlock(B)遵从两段锁协议lock-S(A)unlock-S(A)lock-S(B)lock-X(C)unlock(C)unlock(B)不遵从两段锁协议两阶段封锁协议两阶段封锁协议n n封锁点：事务获得其最后封锁的时间n n事务调度等价于和它们的封锁点顺序一致的串行调度n令T0,T1,Tn是参与调度S的事务集，如果Ti对数据项R加A型锁，Tj对数据项R加B型锁，且comp(A,B)=false，则称Ti先于Tj，记作TiTj，得到一个优先图n设ti是Ti的封锁点，
4、若TiTj，则titjn若T0,T1,Tn不可串行化，则在优先图中存在 环 ， 不 妨 设 为 T0T1TnT0， 则t0t1tnt0，矛盾两阶段封锁协议两阶段封锁协议n n保持到事务结束时才释放的锁称作长锁n n在事务中途就可以释放的锁称作短锁发生级联回滚发生级联回滚BEGIN短X锁短S锁EOT两阶段封锁两阶段封锁+ +短短X X锁锁+ +短短S S锁锁严格两阶段封锁协议严格两阶段封锁协议lock-S(A); read(A);A1 := A;unlock(A);lock-S(A); read(A);A1 := A;unlock(A);commit；lock-X(A)read(A);A :=
5、A 1;write(A)；commit； T1 T2 不能保证不能保证可重复读可重复读BEGIN短S锁长X锁EOT两阶段封锁+长X锁+S锁强两阶段封锁协议强两阶段封锁协议BEGIN长S锁长X锁EOT长X锁+长S锁锁转换锁转换n n带有锁转换的两段锁协议n增长阶段n可获得lock-Sn可获得lock-Xn可将lock-S升级为lock-X(upgrade)n缩减阶段n可释放lock-Sn可释放lock-Xn可将lock-X降级为lock-S(downgrade)封锁方法封锁方法n n直接封锁直接封锁n事务对它要进行存取的数据对象直接申请加锁封锁方法封锁方法n n分层封锁分层封锁n数据对象从大到小
6、有一种层次关系，当封锁了外层数据对象时也就意味着同时封锁了它的所有内层数据对象数据库数据库段段关系关系元组元组封锁粒度封锁粒度n n封锁对象n属性值、属性值几何、元组、关系、某索引项、整个索引、整个数据库、物理页、块n n封锁粒度大，则并发度低，封锁机构简单，开销小封锁粒度小，则并发度高，封锁机构复杂，开销高n n理想的情况是只封锁与规定的操作有关的的数据对象，这些数据对象称作事务的完整性相关域SQL Server的封锁粒度的封锁粒度封锁粒度封锁粒度n n意向（预约）封锁意向（预约）封锁n在分层封锁中，封锁了上层节点就意味着封锁了所有内层节点。如果有事务T1对某元组加了S锁，而事务T2对该元组
7、所在的关系加了X锁，因而隐含地X封锁了该元组，从而造成矛盾n引入意向锁I（Intend）：当为某节点加上I锁，表明其某些内层节点已发生事实上的封锁，防止其它事务再去显式封锁该节点nI锁的实施是从封锁层次的根开始，依次占据路径上的所有节点，直至要真正进行显式封锁的节点的父节点为止封锁粒度封锁粒度相容矩阵相容矩阵T1 T2ISXI+-S-+-X-封锁粒度封锁粒度n nIS锁n如果对一个数据对象加IS锁，表示它的后裔节点拟（意向）加S锁n例如，要对元组加S锁，则首先要对关系和数据库加IS锁n nIX锁n如果对一个数据对象加IX锁，表示它的后裔节点拟（意向）加X锁n例如，要对元组加X锁，则首先要对关系
8、和数据库加IX锁封锁粒度封锁粒度更精细的相容矩阵更精细的相容矩阵T1 T2ISIXSXIS+-IX+-S+-+-X-封锁粒度封锁粒度n nSIX锁n如果对一个数据对象加SIX锁，表示对它加S锁，再加IX锁n例如对某个表加SIX锁，则表示该事务要读整个表（对该表加S锁），同时会更新个别元组（对该表加IX锁）封锁粒度封锁粒度ISIXSSIXX ISIXSSIXX 更精细的相容矩阵更精细的相容矩阵SQL Server中的锁类型中的锁类型锁模式锁模式描述描述共享 (S)用于不更改或不更新数据的操作（只读操作），如 SELECT 语句。更新 (U)用于可更新的资源中。防止当多个会话在读取、锁定以及随后可
9、能进行的资源更新时发生死锁。排它 (X)用于数据修改操作，例如 INSERT、UPDATE 或 DELETE。确保不会同时对同一资源进行多重更新。意向用于建立锁的层次结构。意向锁的类型为：意向共享 (IS)、意向排它 (IX) 以及与意向排它共享 (SIX)。架构在执行依赖于表架构的操作时使用。架构锁的类型为：架构修改 (Sch-M) 和架构稳定性 (Sch-S)。大容量更新 (BU)向表中大容量复制数据并指定了 TABLOCKTABLOCK 提示时使用。SQL Server中的锁类型中的锁类型现有的授权模式现有的授权模式请求模式请求模式ISISS SU UIXIXSIXSIXX X意向共享意
10、向共享 (IS) (IS)是是是是是否共享共享 (S) (S)是是是否否否更新更新 (U) (U)是是否否否否意向排它意向排它 (IX) (IX)是否否是否否与意向排它共享与意向排它共享 (SIX)(SIX)是否否否否否排它排它 (X) (X)否否否否否否架构稳定性 (Sch-S) 锁与除了架构修改 (Sch-M) 锁模式之外的所有锁模式相兼容。架构修改 (Sch-M) 锁与所有锁模式都不兼容。大容量更新 (BU) 锁只与架构稳定性 (Sch-S) 锁及其它大容量更新 (BU) 锁相兼容。键范围锁定键范围锁定n n键范围锁定原理n键范围锁定原理解决了幻像读并发问题n键范围锁覆盖单个记录以及记录
11、之间的范围，可以防止对事务访问的记录集进行幻像插入或删除n键范围锁通过覆盖索引行和索引行之间的范围来工作（而不是锁定整个基础表的行）。因为第二个事务在该范围内进行任何行插入、更新或删除操作时均需要修改索引，而键范围锁覆盖了索引项，所以在第一个事务完成之前会阻塞第二个事务的进行键范围锁定键范围锁定n n键范围锁模式n键范围锁包括范围组件和行组件，范围表示保护两个连续索引项之间的范围的锁模式，行表示保护索引项的锁模式n键范围锁模式由两部分组成。第一部分表示用于锁定索引范围(RangeT)的锁类型，第二部分表示用于锁定特定键(K)的锁类型。这两部分用下划线(_)连接，如RangeT_K范围范围行行模
12、式模式描述描述 RangeSSRangeS_S共享范围，共享资源锁；可串行范围扫描RangeSURangeS_U共享范围，更新资源锁；可串行更新扫描RangeI NULL RangeI_N 插入范围，空资源锁；用于在索引中插入新键之前测试范围RangeXXRangeX_X排它范围，排它资源锁；用于更新范围中的键键范围锁定键范围锁定现有的授权模式现有的授权模式请求模式请求模式S SU UX XRangeS_SRangeS_SRangeS_URangeS_URangeI_NRangeI_NRangeX_XRangeX_X共享共享 (S) (S)是 是 否是是是否更新更新 (U) (U)是 否 否是
13、否是否排它排它 (X) (X)否 否 否否否是否RangeS_SRangeS_S是 是 否是是否否RangeS_URangeS_U是 否 否是否否否RangeI_NRangeI_N是 是 是否否是否RangeX_XRangeX_X否 否 否否否否否键范围锁模式兼容性矩阵 键范围锁定键范围锁定键范围锁定键范围锁定n n范围扫描查询范围扫描查询n为了确保范围扫描查询是可串行的，每次在同一事务中执行的相同查询应返回同样的结果。其它事务不能在范围扫描查询中插入新行，否则这些插入将成为幻像插入SELECTnameFROMmytableWHEREnameBETWEENAANDC键范围锁放置在与数据行范围（
14、名称在值Adam和Dale之间的行）对应的索引项上，以防止添加或删除满足上述查询条件的新行。虽然此范围中的第一个名称是Adam，但是此索引项的RangeS_S确保了以字母A开头的新名称（如Abigail）不能添加在Adam之前。同样，Dale索引项的RangeS_S确保了以字母C开头的新名称（如Clive）不能添加在Carlos之后nRangeS_S锁数量为n+1，此处n是满足查询条件的行数键范围锁定键范围锁定n n单独提取不存在数据n如果事务中的查询试图选择不存在的行，则以后在相同的事务中发出这一查询时，必须返回相同的结果。不允许其它事务插入不存在的行SELECTnameFROMmytabl
15、eWHEREname=Bill键范围锁放置在对应于名称范围Ben到Bing之间的索引项上，因为名称Bill将插入到这两个相邻的索引项之间。RangeS_S模式键范围锁放置在索引项Bing上。这样可以防止任何其它事务在索引项Ben和Bing之间插入值（如Bill）键范围锁定键范围锁定n n删除操作n在事务中删除值时，在事务执行删除操作期间不必锁定值所属的范围。锁定删除的键值直至事务结束DELETEmytableWHEREname=Bob排它(X)锁放置在对应于名称Bob的索引项上。其它事务可以在删除值Bob的前后插入或删除值。但是任何试图读取、插入或删除值Bob的事务将被阻塞，直到删除的事务提交
16、或回滚为止键范围锁定键范围锁定n n插入操作n在事务中插入值时，在事务执行插入操作期间不必锁定值所属的范围。锁定插入的键值直至事务结束INSERTmytableVALUES(Dan)RangeI_N模式键范围锁放置在对应于名字David的索引项上以测试范围。如果已授权锁定，则插入 Dan， 并 且 排 它 (X) 锁 放 置 在 值 Dan上 。RangeI_N仅对测试范围必需，而不在执行插入操作的事务期间保留。其它事务可以在Dan的前后插入或删除值。任何试图读取、插入或删除值Dan的事务将被阻塞，直到插入的事务提交或回滚为止锁的实现锁的实现read(D)read(D)if Ti if Ti
17、if Ti if Ti 持有持有持有持有D D D D上的锁上的锁上的锁上的锁thenthenthenthenread(D)read(D)read(D)read(D)elseelseelseelsebegin begin begin begin 如果需要，等待直到没有其它如果需要，等待直到没有其它如果需要，等待直到没有其它如果需要，等待直到没有其它事务在事务在事务在事务在D D D D上的上的上的上的X X X X锁锁锁锁授予授予授予授予Ti DTi DTi DTi D上的上的上的上的S S S S锁锁锁锁 read(D) read(D) read(D) read(D) endendenden
18、d锁的实现锁的实现write(D)write(D)if Ti if Ti if Ti if Ti 持有持有持有持有D D D D上的上的上的上的X X X X锁锁锁锁thenthenthenthen write(D)write(D)write(D)write(D)elseelseelseelse begin begin begin begin 如果需要，等待直到没有其它如果需要，等待直到没有其它如果需要，等待直到没有其它如果需要，等待直到没有其它事务在事务在事务在事务在D D D D上的任何锁上的任何锁上的任何锁上的任何锁如果如果如果如果Ti DTi DTi DTi D持有持有持有持有D D
19、D D上的上的上的上的S S S S锁锁锁锁thenthenthenthen upgrade(D)upgrade(D)upgrade(D)upgrade(D)elseelseelseelse 授予授予授予授予Ti DTi DTi DTi D上的上的上的上的X X X X锁锁锁锁 write(D) write(D) write(D) write(D) endendendend锁的实现锁的实现n n锁管理器n事务向锁管理器发送封锁的申请和释放请求n锁管理器维护一个锁表记录锁的授予情况和处于等待状态的封锁请求n n锁表n锁表一般作为内存中的hash表，按被封锁对象的名字建立索引锁的实现锁的实现n n
20、黑黑矩矩形形表表示示已已被被授授予予的的锁锁，白色表示等待的封锁请求白色表示等待的封锁请求n n锁表同时记录锁的类型锁表同时记录锁的类型n n新新的的封封锁锁请请求求加加到到对对应应请请求求队队列列的的末末尾尾，当当封封锁锁请请求求与与前面的锁相容时被批注前面的锁相容时被批注n n释释放放封封锁锁时时请请求求从从队队列列中中删删除并检查后续请求是否满足除并检查后续请求是否满足n n如如果果事事务务放放弃弃，所所有有授授予予的的和等待的锁请求都被删除和等待的锁请求都被删除n n为为提提高高效效率率，锁锁管管理理器器会会记记录每个事务持有锁的情况录每个事务持有锁的情况锁的实现锁的实现n n如何看待
21、锁n封锁资源n表 “Authors”、页面 23、码为“23812”的元组n锁管理器对资源一无所知,它只是“memcmp()”资源类型资源详细数据数据库ID锁资源格式锁资源格式3256583256585 5Object ID2:3282:3286 6File#: Page#2:328:112:328:119 9File#: Page#: Slot on Page5 55 55 5锁的实现锁的实现RIDRID： 8字节(File#, Page#, Slot#)除非删除或移到其他地方，否则RID保持不变；如果删除元组，RID可以重用RIDRID可以作为封锁资源固定的固定的固定的固定的RIDRIDR
22、IDRID聚集索引聚集索引聚集索引聚集索引聚集索引聚集索引行可以由唯一的聚集码标识聚集码可以作为封锁资源二级索引二级索引二级索引二级索引码码码码位置位置位置位置指针指针指针指针(RID(RID(RID(RID或聚集索引或聚集索引或聚集索引或聚集索引) ) ) )二级索引二级索引码和位置可以作为封锁资源锁的实现锁的实现3 34 46 67 79 9101014141 13 34 46 63 34 46 67 73 34 46 69 9101014141 14 43 37 73 34 46 63 34 46 67 79 9101014141 13 34 46 67 7ReadcommittedRe
23、adcommitted锁在读完即刻释放，下次读取可锁在读完即刻释放，下次读取可能会遇到修改或删除的元组能会遇到修改或删除的元组RepeatablereadRepeatableread被读取的元组锁一直保持，下次被读取的元组锁一直保持，下次读取可能会遇到插入的元组读取可能会遇到插入的元组RepeatablereadRepeatableread被读取的元组以及扫描的范围锁一被读取的元组以及扫描的范围锁一直保持，避免往扫描范围内插元组直保持，避免往扫描范围内插元组锁的实现锁的实现AdamsAdams6 66 6 LewisLewis 1 1 SmithSmith1111码码码码位置位置位置位置( (
24、聚集索引聚集索引聚集索引聚集索引) )聚集索引聚集索引聚集索引聚集索引1 1 LewisLewisDanDanAdamsAdamsKimKim1111 SmithSmithKenKen.6 6AdamsAdams6 6HashHash0x033807FF9B2C0x033807FF9B2CAdamsAdamsAdamsAdams锁升级Locking costLocking costConcurrency costConcurrency costRowRowPagePageTableTableCostCost行锁代价高、并发度高表锁代价低、并发度低锁升级n n锁升级n锁升级是将众多细粒度锁转换为
25、较少的粗粒度的锁的过程，以削减系统开销n当事务超过它的升级极限时，系统自动将行锁和页锁升级为表锁n例如，当事务从表中请求行时，系统获取受影响的行上的锁，并在包含这些行的页和表或者索引上放置更高级别的意向锁。当事务控制的锁数量超过了它的极限时，系统将表上的意向锁更改为更强的锁（例如，将意向排它(IX)锁更改为排它(X)锁）。获取更强的锁后，表事务持有的所有页级锁和行级锁都被释放，从而削减锁的开销死锁死锁(Deadlock)n n两个事务都封锁了一些数据对象，并相互等待对方释放另一些数据对象以便对其封锁，结果两个事务都不能结束，则发生死锁死锁死锁-Connection1-Connection1-C
26、onnection2-Connection2USEpubsUSEpubsWHILE(1=1)WHILE(1=1)BEGINBEGINBEGINTRANUPDATEemployeeSETlname=SmithWHEREemp_id=PMA42628MUPDATEauthorsSETau_lname=JonesWHEREau_id=172-32-1176COMMITTRANENDENDUSEpubsUSEpubsWHILE(1=1)WHILE(1=1)BEGINBEGINBEGINTRANUPDATEauthorsSETau_lname=JonesWHEREau_id=172-32-1176UPD
27、ATEemployeeSETlname=SmithWHEREemp_id=PMA42628MCOMMITTRANENDEND死锁死锁n n遵从两段锁协议仍可能发生死锁lock-S(A);lock-X(B);wait.lock-S(B)lock-X(A)wait T1 T2 T1: lock-S(A)lock-S(B) unlock(A)unlock(B)T2: lock-S(A)lock-S(B) unlock(A)unlock(B)死锁死锁n n死锁发生的条件互斥条件：互斥条件：事务请求对资源的独占控制等等待待条条件件：事务已持有一定资源，又去申请并等待其它资源非非抢抢占占条条件件：直到资源
28、被持有它的事务释放之前，不可能将该资源强制从持有它的事务夺去循环等待条件：循环等待条件：存在事务相互等待的等待圈死锁死锁n n定理：在条件成立的前提下，条件是死锁存在的充分必要条件R2R1R3解决死锁的方法解决死锁的方法n n预防死锁n预先占据所需的全部资源，要么一次全部封锁要么全不封锁缺点：难于预知需要封锁哪些数据并且数据使用率低n所有资源预先排序，事务按规定顺序封锁数据n使用抢占与事务回滚，给每个事务分配一个时间戳，若事务T2所申请的锁已经被T1持有，可以比较T1与T2的时间戳，来决定是否回滚T1，并将T1释放的锁授予T2解决死锁的方法解决死锁的方法n n死锁检测和恢复n超时法如果等待封锁
29、的时间超过限时，则撤消该事务n等待图法活锁活锁(live lock)n n可能存在某个事务永远处于等待状态，得不到执行，称之为活锁（饿死）nT2持有对R的S锁，T1申请对R的X锁，则T1必须等待T2释放S锁；若在T2完成之前有T3申请对R的S锁，则可以获得授权封锁，于是T1必须等待T2、T3释放S锁n n避免活锁的策略是遵从“先来先服务”的原则，按请求封锁的顺序对各事务排队；当事务Ti对数据项R加M型锁时，获得封锁的条件是n不存在在R上持有与M型锁冲突的锁的其他事务n不存在等待对R加锁且先于Ti申请加锁的事务数据库故障数据库故障n n事务故障n指事务的运行没有到达预期的终点就被终止n非预期故障
30、n不能由事务程序处理的n如运算溢出，发生死锁而被选中撤消该事务n可预期故障n应用程序可以发现的事务故障，并且应用程序可以让事务回滚n如转帐时发现帐面金额不足数据库故障数据库故障n n系统故障n软故障(softcrash)：在硬件故障、软件错误的影响下，虽引起内存信息丢失，但未破坏外存中数据n如CPU故障、突然停电，DBMS,OS,应用程序等异常终止n n介质故障n硬故障(hardcrash)：又称磁盘故障，破坏外存上的数据库，并影响正在存取这部分数据的所有事务n如磁盘的磁头碰撞、瞬时的强磁场干扰数据库恢复数据库恢复n n恢复的定义n恢复是把数据库从错误状态恢复到某一正确状态的功能，从而确保数据
31、库的一致性n恢复的基本原理是冗余，即数据库中任一部分的数据可以根据存储在系统别处的冗余数据来重建数据库恢复数据库恢复n n转储n将数据库复制到磁带或另一个磁盘上保存起来的过程。这些备用的数据称为后备（后援）副本n静态转储n转储期间不允许对数据库进行任何存取、修改活动n动态转储n转储期间允许对数据库进行存取或修改n海量转储n每次转储全部数据库n增量转储n每次只转储上次转储后更新过的数据分析可用性和恢复要求n n帮助分析可用性和恢复要求的基本问题帮助分析可用性和恢复要求的基本问题 n您的可用性要求是什么？每天的什么时间数据库必须处于联机状态？n服务器故障时间将对公司造成多大的经济损失？n如果遇到媒
32、体故障，如磁盘驱动器发生故障，可接受的故障时间是多长？n一旦发生灾难，如因火灾丢失服务器，可接受的故障时间是多长？n不丢失任何更改的重要程度如何？n重新创建丢失的数据的难易程度如何？n单位是否雇用系统或数据库管理员？n谁将对执行备份和恢复操作负责，如何培训这些人？备份备份分析可用性和恢复要求n n帮助选择适合站点的工具、技术和硬件帮助选择适合站点的工具、技术和硬件 n每个数据库多大？n每个数据库内的数据更改是否频繁？n有些表是否比其它表修改得频繁？n何时为关键数据库生产周期？n什么时候大量使用数据库，导致频繁的插入和更新操作？n事务日志空间消耗是否由于大量的更新活动而可能是一个问题？n数据库是
33、否受限于定期的大容量数据装载？n数据库是否遭受可能不会立即检测到的危险更新和应用程序错误？n数据库是否在集中管理的多服务器环境中？备份策略备份策略n n数据库备份数据库备份n数据库备份创建备份完成时数据库内存在的数据的副本，通常按常规时间间隔调度n还原数据库备份将重新创建数据库和备份完成时数据库中存在的所有相关文件。但是，自创建备份后所做的任何数据库修改都将丢失备份策略备份策略n n差异数据库备份n差异数据库备份只记录自上次数据库备份后发生更改的数据，比数据库备份小而且备份速度快n使用差异数据库备份将数据库还原到差异数据库备份完成时的那一点备份策略备份策略n n事务日志备份n事务日志是自上次备
34、份事务日志后对数据库执行的所有事务的一系列记录，它可以将数据库恢复到特定的即时点或恢复到故障点n截截断断事事务务日日志志：在完成事务日志备份时将自动截断事务日志中的不活动部分。这些不活动的部分包含已完成的事务，在恢复过程中不再使用。这些截断的非活动空间将被重新使用恢复模型恢复模型 n n简单恢复n允许将数据库恢复到最新的备份n数据库备份+差异备份（可选）n n完全恢复n允许将数据库恢复到故障点状态n数据库备份+差异备份（可选）+事务日志备份n n大容量日志记录恢复n允许大容量日志记录操作（SELECTINTO，bcp，BULKINSERT）n数据库备份+差异备份（可选）+事务日志备份数据库恢复
35、数据库恢复n n日志n日志文件是以事务为单位用来记录数据库的每一次更新活动的文件，由系统自动记录n日志内容包括：记录名、旧记录值、新记录值、事务标识符、操作标识符等n事务Ti开始时，写入日志：n事务Ti执行writewrite(X)前，写入日志：，V1 是X更新前的值，V2 是X更新后的值n事务Ti结束后，写入日志：数据库恢复数据库恢复T T0 0: :read read ( (A A) )T T1 1 : :readread( (C C) )A: - A - 50A: - A - 50C:- C- 100C:- C- 100Write Write ( (A A) )write write (
36、 (C C) )read read ( (B B) )B:- B + 50B:- B + 50write write ( (B B) ) (a)(b)(c)数据库恢复数据库恢复n n先写日志的原则（WAL）(运行记录优先原则）n对于尚未提交的事务，在将DB缓冲区写到外存之前，必须先将日志缓冲区内容写到外存去n如果先写DB，则可能在写的中途发生系统崩溃，导致内存缓冲区内容丢失，而外存DB处于不一致状态，由于日志缓冲区内容已破坏，导致无法对DB恢复n日志记录将要发生何种修改n写入DB表示实际发生何种修改数据库恢复数据库恢复n n事务分类n圆满事务n日志文件中记录了事务的commit标识n夭折事务n
37、日志文件中只有事务的Begin transaction标识，无commit数据库恢复数据库恢复n n基本的恢复操作：n对圆满事务所做过的修改操作应执行redo操作，即重新执行该操作，修改对象被赋予新记录值redo=redo2n对夭折事务所做过的修改操作应执行undo操作，即撤消该操作，修改对象被赋予旧记录值undo=undo2数据库恢复数据库恢复n n事务故障恢复n撤消事务已对数据库所做的修改n措施n反向扫描日志文件，查找该事务的更新操作n对该事务的更新操作执行逆操作，即将事务更新前的旧值写入数据库n继续反向扫描日志文件，查找该事务的其他更新操作，并做同样处理n如此处理下去，直至读到此事务的开
38、始标识，事务的故障恢复就完成了数据库恢复数据库恢复n n系统故障恢复n不一致状态原因n未完成事务对数据库的更新已写入数据库n已提交事务对数据库的更新未写入数据库n措施n正向扫描日志文件，找出圆满事务，记入重做队列；找出夭折事务，记入撤消队列n对撤消队列中各个事务进行UNDO处理n对重做队列中各个事务进行REDO处理数据库恢复数据库恢复n n介质故障恢复n磁盘上数据文件和日志文件遭到破坏n措施n装入最新的数据库后备副本，使数据库恢复到最近一次转储时的一致性状态n装入相应的日志文件副本，重做已完成的事务TaTbTf正常运行正常运行介质故障恢复介质故障恢复转储转储运行事务运行事务故障发生点故障发生点
39、重装后援副本重装后援副本利用日志文件恢复事务利用日志文件恢复事务继续运行继续运行检查点检查点(Checkpoint)n n作用n避免故障恢复时扫描整个日志文件n避免redo2n n检查点技术n在日志文件中增加检查点记录n增加重新开始文件n记录各个检查点记录在日志文件中的地址CiCi检查点记录地址检查点记录地址重新开始文件重新开始文件检查点记录检查点记录日志文件日志文件检查点检查点n n带有检查点记录的日志生成n将当前日志缓冲区的所有日志记录写入稳存中n在日志文件中写入一个检查点记录n将当前数据缓冲区的所有数据记录写入稳存中n把检查点记录在日志文件中的地址写入重新开始文件检查点检查点检查点检查点
40、故障点故障点故障点故障点无须无须REDOREDOREDOREDOREDOREDOUNDOUNDOUNDOUNDO事务日志物理构架事务日志物理构架n n每个物理日志文件分成许多虚拟日志文件n n虚拟日志文件的大小或数量不能由管理员配置或设置，而是由SQLServer代码动态确定n n事务日志是回绕的日志文件。当创建数据库时，逻辑日志文件从物理日志文件的始端开始。在逻辑日志的末端添加新的日志记录，逻辑日志就向物理日志末端增长n n当逻辑日志的末端到达物理日志文件的末端时，新的日志记录绕回物理日志文件的始端。这个循环不断重复，只要逻辑日志的末端不到达逻辑日志的始端事务日志物理构架事务日志物理构架n
41、n从MinLSN到日志末端的日志文件部分称为日志的活动部分。这是进行数据库完全恢复所需的日志部分n n永远不能截断活动日志的任何部分。所有的日志截断都必须从MinLSN之前的日志部分进行n n截断操作发生时，删除最小恢复日志序号（MinLSN）之前的虚拟日志内的记录事务日志物理构架事务日志物理构架虚拟日志1虚拟日志2虚拟日志3虚拟日志4虚拟日志5被截断未使用逻辑日志的始端逻辑日志的末端MinLSN最后一个检查点虚拟日志1虚拟日志2虚拟日志3虚拟日志4被截断逻辑日志的始端逻辑日志的末端MinLSN最后一个检查点倒数第二个检查点检查点检查点n n检查点执行过程n将标记检查点起点的记录写入日志文件n
42、将为检查点记录的信息存储在检查点日志记录链内。将这条链起点的LSN写入数据库根页n记录在检查点记录中的一条信息是MinLSNn在检查点记录中的另一条信息是所有未完成的活动事务的列表n如果数据库使用的是简单恢复模式，则删除新的MinLSN之前的所有日志记录n将所有脏日志和数据页写入磁盘n将标记检查点末端的记录写入日志文件检查点检查点n n最小恢复LSN(MinLSN)，它是下面这些LSN中的最小LSN：n检查点起点的LSNn最旧的活动事务起点的LSNn n检查点的生成n检查点由系统自动。自动检查点的时间间隔基于日志内的记录数而非时间LSNLSN141141LSNLSN142142LSNLSN143143LSNLSN144144LSNLSN145145LSNLSN146146LSNLSN147147LSNLSN148148开始开始Tran1Tran1开始开始Tran2Tran2更新更新Tran2Tran2检查点检查点更新更新Tran1Tran1提交提交Tran1Tran1检查点检查点更新更新Tran2Tran2
