《数据库管理》PPT课件 (2).ppt

DataBase 魏英 tutor_ 7952616 第七章 数据库管理 教学内容 理解事务的概念及其处理模型 熟悉数据库系统中并发控制的基本方法 理解数据库故障恢复策略 掌握数据库完整性约束和安全性控制的实现方法 教学重点 事务处理模型 加锁协议 完整性约束 教学难点 并发操作 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务 定义 事务(Transaction)是DBMS的执行单位，由有限 的数据库操作序列组成 例：银行转账业务 账号姓名余额 A张三800 B李四400 UPDATE 账户 SET 余额=余额-100 WHERE 账号=A UPDATE 账户 SET 余额=余额+100 WHERE 账号=B 700 500400 事务 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务 性质1:原子性(Atomicity) Nothing or All:不允许事务部分完成 COMMIT语句：提交该事务对数据库的所有修改，使 其成为数据库中永久的一个部分，表示一个事务成功 地结束 ROLLBACK语句：撤销该事务对数据库的所有修改， 将事务回滚到事务的起点，即全部不执行事务的操作 序列 由DBMS的事务管理子系统实现 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务 性质2:一致性(Consistency) 事务对数据库的作用应使数据库从一个一致状态转变 到另一个一致状态 数据库的一致状态是指数据库中的数据满足完整性约 束，即数据的完整性约束不会因事务的执行而被破坏 例如，银行转账业务的完整性约束条件为转账前后账 号A与B的余额之和相等 账号姓名余额 A张三800 B李四400 账号姓名余额 A张三700 B李四400 账号姓名余额 A张三700 B李四500 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务 性质3：隔离性(Isolation) 如果多个事务并发执行，应像各个事务独立执行一样 ，互不干扰 由DBMS的并发控制子系统实现 /*事务T1*/ UPDATE 账户 SET 余额=余额 -100 WHERE 账号=A UPDATE 账户 SET 余额=余额 +100 WHERE 账号=B /*事务T2*/ DECLARE S INT，SA INT，SB INT SELECT SA=余额 FROM 账户 WHERE 账号=A SELECT SB=余额 FROM 账户 WHERE 账号=B SET S=SA+SB 执 行 的 时 间 顺 序 /*事务T1*/ UPDATE 账户 SET 余额=余额 -100 WHERE 账号=A UPDATE 账户 SET 余额=余额 +100 WHERE 账号=B /*事务T2*/ DECLARE S INT，SA INT，SB INT SELECT SA=余额 FROM 账户 WHERE 账号=A SELECT SB=余额 FROM 账户 WHERE 账号=B SET S=SA+SB DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务 性质4：持久性(Durability) 一个事务成功执行后，对数据库的影响应是永久的， 即使是数据库因故障被破坏，DBMS也应该能够恢复 由DBMS的事务管理子系统和恢复管理子系统配合实 现 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务处理模型 ANSI/ISO SQL事务模型 规定用户或程序始终处于事务处理状态，用户或程序 执行的第一个SQL语句是一个事务的开始，当遇到以 下四种情况之一时，该事务将结束 执行COMMIT语句，当前事务成功结束，立即开始一个新事 务 执行ROLLBACK语句，当前事务异常结束，立即开始一个 新事务 对于SQL程序而言，程序正常结束表示当前事务也结束了 ，无新事务开始 对于SQL程序而言，程序异常结束表示当前事务也结束了 ，无新事务开始 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务处理模型 SQL SERVER的事务处理模型 在编写程序时，应把事务用事务开始语句和结束语句 加以限定 BEGIN TRANSACTION语句表示一个事务的开始 COMMIT TRANSACTION语句表示一个事务的成功结 束，但不能自动开始一个新事务 可通过SAVE TRANSACTION语句在事务中间建立一 个保存点(Savepoint) 通过ROLLBACK TRANSACTION语句可以该事务所 有的更新操作，回滚到事务寝状态（如果设有保存点 ，将只放弃保存点之后的更新操作，回滚到保存点的 状态） DataBase 魏英 tutor_ 7952616 事务状态变迁图 活动状态 读/写 局部提交 状态 提交状态 失败状态 异常中止 状态 事务开始执行后， 立即进入活动状态 在活动状态，事务将执行对数据库的读/写操作 ，但写操作的结果并不立即写到磁盘，可能暂 存在缓冲区中 事务的最后一个语句执行之后，进入 局部提交状态，事务并未真正结束， 对数据库的修改可能还在缓冲区中 处于活动状态的事 务没有达到最后一 个语句就中止执行 ，将进入失败状态 处于局部提交状态的事务遇到故障也 进入失败状态 处于失败状态的事务可能已对磁盘中 的数据进行了一部分修改，为保证事 务的原子性，事务将进入异常中止状 态，由DBMS的恢复子系统决定重新启 动事务或取消事务 事务进入局部提交状态后，DBMS的并发控制子 系统将检查该事务与并发事务是否发生干扰现 象，通过检查后，系统执行提交操作，把对数 据库的修改全部写到磁盘上，并通知系统，事 务成功结束，事务进入提交状态 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 SQL SERVER事务处理实例 事务处理后 数据库状态 事务处理前 数据库状态 BEGIN TRANSACTION INSERT DELETE SAVE TRANSACTION A UPDATE DELETE SAVE TRANSACTION B UPDATE INSERT ROLLBACK B 保存点A UPDATE DELETE COMMIT TRANSACTION 保存点B DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发操作 串行访问 事务顺序执行，一个事务完全结束后，另一个事务才 开始 并发访问 DBMS同时接纳多个事务的执行方式 交叉并发：在单CPU系统中，同一时间只能有一个事 务占有CPU，各个事务交叉使用CPU 同时并发：在多CPU系统中，可以允许多个事务同时 占有CPU DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发操作 优点 提高系统资源的利用率和吞吐率 改善短事务的响应时间 缺点 多个事务并发地存取同一数据，可能会破坏数据库的 完整性，产生数据不一致问题 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发操作引起的问题 问题1：丢失更新(Lost Update) 例：在一个多用户订单系统中，甲、乙两个业务员并 发地从产品表中存取41004号产品的库存数量(假设 该产品的初始库存数量为139) 时间事务T1(甲) 库存 数量 事务T2(乙) t0 DECLARE X INT SELECT X=库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 139 t1 DECLARE Y INT SELECT Y=库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 t2SET X=X-100 t3SET Y=Y-125 t4 UPDATE 产品 SET 库存数量 =X WHERE 产品号=41004 39 t514 UPDATE 产品 SET 库存数量 =Y WHERE 产品号=41004 t6 SELECT X=库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 写写冲突 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发操作引起的问题 问题2：读脏数据(Dirty Read) 时间事务T1(甲) 库存 数量 事务T2(乙) t0 DECLARE X INT SELECT X=库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 139 t1SET X=X-100 t2 UPDATE 产品 SET 库存数量 =X WHERE 产品号=41004 39 t3 DECLARE Y INT SELECT Y=库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 t4SET Y=Y-125 t5ROLLBACK TRANSACTION139 t6 SELECT X=库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 脏数据 在数据库技术中 ，将未提交随后 又撤销的数据称 为脏数据 读写冲突 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发操作引起的问题 问题3：不可重复读(Unrepeatable Read) 时间事务T1(甲) 库存 数量 事务T2(乙) t0139 SELECT 库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 t1 UPDATE 产品 SET 库存数量= 库存数量-100 WHERE 产品号 =41004 39 t2 SELECT 库存数量 FROM 产品 WHERE 产品号=41004 读写冲突 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发操作引起的问题 总结 并发操作所引起问题的根源来自对同一数据对象的写 写冲突或读写冲突 问题的关键在写操作上，只读事务的并发操作不会产 生上述问题 DBMS的并发控制子系统用于解决上述问题 并发控制的基本方法是封锁 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁技术 锁(Lock) 一个与数据项相关的变量，对可能应用于该数据项上 的操作而言，锁描述了该数据项的状态 通常在数据库中，每个数据项都有一个锁 锁的作用 使并发事务对数据库中数据项的访问能够同步 锁的基本用法 在操作之前先对数据项加锁，以防止用户读取正由其 他用户更改的数据项或多个用户同时更改相同的数据 项 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁技术 排它锁(X锁，eXclusive lock) 如果事务T对某个数据R实现了X锁，则在T对数据R解 除封锁之前，不允许其他事务再对该数据加任何类型 的锁 X锁有加锁和解锁两种操作 如果事务T获得数据R上的X锁，则T既可读又可写R X锁用于INSERT、DELETE或UPDATE等数据修改操 作 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁技术 共享锁(S锁，Shared lock) 如果事务T对某数据加上S锁后，仍允许其他事务再 对该数据加S锁，但在对该数据的所有S锁都解除之 前，决不允许任何事务对该数据加X锁 S锁有加锁、解锁和升级三种操作 如果事务T获得数据R上的S锁，则T可读但不可写R S锁用于SELECT等非更新数据的操作 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁技术 封锁类型的相容矩阵 无锁S锁X锁 S锁YYN X锁YNN 其他事务拥有的锁 加锁 请求 Y相容的请求，N不相容的请求 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁协议 一级封锁协议 事务T在修改数据R之前必须先对其加X锁，直到事务 结束才释放 事务结束包括正常结束(COMMIT)和非正常结束 (ROLLBACK) 一级封锁协议可防止丢失更新，并保证事务T是可恢 复的 在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修 改，是不需要加锁的，所以它不能保证可重复读和不 读脏数据 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁协议 T1T2 读A16 读A16 AA1 写回A15 AA1 写回A15 T1T2 XLOCK A 获得 读A16 XLOCK A AA1等待 写回A15等待 COMMIT等待 UNLOCK A等待 获得XLOCK A 读A15 AA1 写回A14 COMMIT UNLOCK A 没有丢失更新 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 T1T2 XLOCK C 获得 读C100 CC2 写回C200 读C200 ROLLBACK UNLOCK C 读脏数据 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 T1T2 读A50 读B100 求和150 XLOCK B 获得 读B100 BB2 写回B200 COMMIT UNLOCK B 读A50 读B200 求和250 COMMIT 不可重复读 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁协议 二级封锁协议 一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对 其加S锁，读完后即可释放S锁 二级封锁协议除防止丢失更新外，还可进一步防止读 脏数据 在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁， 所以它不能保证可重复读 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 T1T2 XLOCK C 获得 读C100 CC2 写回C200 SLOCK C ROLLBACK等待 UNLOCK C等待 获得SLOCK C 读C100 COMMIT UNLOCK C不读脏数据 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 T1T2 SLOCK A，B 获 得 读A50，B100 UNLOCK A，B 求和150 XLOCK B 获得 读B100 BB2 写回B200 COMMIT，UNLOCK B SLOCK A，B 获 得 读A50，B200 UNLOCK A，B 求和250 不可重复读 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁协议 三级封锁协议 一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对 其加S锁，直到事务结束释放 三级封锁协议除了防止丢失更新和不读脏数据外，还 进一步防止了不可重复读 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 T1T2 SLOCK A，B 获 得 读A50，B100 求和150 XLOCK B 等待 读A50，B100等待 求和150等待 COMMIT等待 UNLOCK A，B等待 获得XLOCK B 读B100 BB2 写回B200 COMMIT，UNLOCK B 可重复读 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁协议 上述三种封锁协议的主要区别在于什么操作需要 申请封锁，以及何时释放锁（即持锁时间） X锁S锁一致性保证 操作结 束释放 事务结 束释放 操作结 束释放 事务结 束释放 不丢失 更新 不读脏 数据 可重复 读 一级封 锁协议 二级封 锁协议 三级封 锁协议 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁带来的问题 问题1：活锁问题 系统可能使某个事务永远处于等待状态，得不到封锁 的机会，这种现象称为活锁(Live Lock) T1T2T3T4 LOCK R . . . UNLOCK R LOCK R 等待 等待 等待 等待 等待 等待 等待 LOCK R 等待 LOCK R UNLOCK R LOCK R 等待 等待 等待 LOCK R . . . DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁带来的问题 问题1：活锁问题 避免活锁的一种简单方法是采用先来先服务 (FCFS,First Come First Serve)的策略，即 当多个事务请求同一数据对象时，封锁子系统按请求 的先后次序对事务排队，数据对象上的锁一旦释放就 批准申请队列中的第1个事务获得锁 如果事务有优先级，对于优先级低的事务，即使排队 也很难轮上封锁机会，此时可采用升级方法解决，即 当一个事务等待若干时间后，如果还轮不上封锁，就 提高其优先级 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁带来的问题 问题2：死锁问题 系统中有两个或两个以上事务都处于等待状态，并且 每个事务都在等待其中另一个事务解除封锁，它才能 继续执行下去，结果造成任何一个事务都无法继续执 行，这种现象称系统进入了死锁(Dead Lock)状态 T1T2 LOCK R1 获得 LOCK R2 获得 LOCK R2 等待LOCK R1 等待等待 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁带来的问题 预防死锁 方法一：一次性封锁法 每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就 不能继续执行 缺点1：扩大封锁范围，降低系统并发度 缺点2：很难事先精确确定每个事务需要封锁的数据对象 方法二：顺序封锁法 预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按照这个 顺序实行封锁 缺点1：数据库系统中封锁的数据对象极多且在不断变化， 维护这些资源的封锁顺序非常困难 缺点2：很难事先精确确定每个事务需要封锁的数据对象， 也就很难按规定顺序施加封锁 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁带来的问题 预防死锁 方法三：一种实用的方法 当事务申请锁未获批准时，不等待加锁而是让一些事务回 滚重新执行，从而避免事务间的循环等待，进而避免死锁 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁带来的问题 死锁的检测与解除 方法一：超时法 如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁 缺点1：可能误判 缺点2：如果时限设置过长，将无法及时发现死锁 方法二：等待图法 并发控制子系统周期性检测事务等待图，如果发现图中存在回路，则 表示系统中出现了死锁 一旦DBMS的并发控制子系统检测到死锁，通常采用的解除方 法为选择一个处理代价最小的事务，将其撤销，释放该事务 持有的所有锁，使其他事务可以继续运行下去 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 并发调度 事务的执行次序称为调度(Schedule) 如果多个事务依次执行，则称为事务的串行调度 (Serial Schedule) 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) 事务的串行调度的结果都是正确的，至于按什么 次序执行，则视外界环境而定，系统无法预料 事务的并发调度有的是正确的，有的则不正确 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 可串行化 每个事务中，语句的先后顺序在各种调度中始终 保持一致，在此前提下，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，则认为 这个并发调度是正确调度，称为可串行化的调度 T1T2 SLOCK B Y=B(=2) UNLOCK B XLOCK A AY1 写回A(=3) UNLOCK A SLOCK A X=A(=3) UNLOCK A XLOCK B B=X+1 写回B(=4) UNLOCK B T1T2 SLOCK A X=A(=2) UNLOCK A XLOCK B B=X+1 写回B(=3) UNLOCK B SLOCK B Y=B(=3) UNLOCK B XLOCK A AY1 写回A(=4) UNLOCK A T1T2 SLOCK B Y=B(=2) SLOCK A X=A(=2) UNLOCK B UNLOCK A XLOCK A AY1 写回A(=3) XLOCK B B=X+1 写回B(=3) UNLOCK A UNLOCK B T1T2 SLOCK B Y=B(=2) UNLOCK B XLOCK A SLOCK A AY1 写回A(=3) UNLOCK A X=A(=3) UNLOCK A XLOCK B B=X+1 写回B(=4) UNLOCK B DataBase 魏英 tutor_ 7952616 两段锁协议 所谓两段锁协议(2PL,Two-Phase Locking) 是指所有事务必须分两个阶段对数据项进行加锁 和解锁 增长阶段：事务可以获得锁，但不能释放锁(在对任 何数据进行读写操作之前，首先要申请并获得对该数 据的封锁) 缩减阶段：事务可以释放锁，但不能获得新锁(在释 放一个封锁后，事务不再申请和获得任何其他锁) T1T2 SLOCK B Y=B(=2) XLOCK A SLOCK A AY1 写回A(=3) UNLOCK B UNLOCK A X=A(=3) XLOCK B B=X+1 写回B(=4) UNLOCK B UNLOCK A T1T2 SLOCK B Y=B(=2) UNLOCK B XLOCK A SLOCK A AY1 写回A(=3) UNLOCK A X=A(=3) UNLOCK A XLOCK B B=X+1 写回B(=4) UNLOCK B DataBase 魏英 tutor_ 7952616 两段锁协议 事务遵守两段锁协议 是可串行化调度的充 分条件，而不是必要 条件 一次封锁法遵守两段 锁协议，但两段锁协 议并不要求一次将所 有要使用的数据全部 加锁，因此遵守两段 锁协议的事务可能发 生死锁 T1T2 SLOCK B Y=B(=2) SLOCK A X=A(=2) XLOCK A 等待XLOCK B 等待等待 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 封锁的粒度 封锁对象的大小称为封锁的粒度(Granularity) 封锁的对象可以是数据库、表、行、列等逻辑单元，也 可以是页、块等物理单元 封锁粒度与系统的并发度和并发控制的开销密切相关 封锁粒度越大，封锁对象就越少，并发度就越小，系统开销 也越小 封锁粒度越小，封锁对象就越多，并发度就越大，系统开销 也越大 现代大型数据库一般都支持多粒度封锁，允许一个事务 锁定不同类型的资源 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 如果数据库中只包含成功事务提交的结果，则数据库处 于一致状态（或正确状态，完整状态） 如果数据库在运行中发生故障，使一些事务尚未完成就 被迫中断，它们对数据库的修改有一部分已写入物理数 据库，则称数据库处于不一致状态 将数据库从某种故障状态恢复到正确状态的处理过程称 为数据库恢复 数据库故障分类 事务故障 系统故障 介质故障 计算机病毒 数据库本身未被破坏 数据库本身被破坏 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 基本原理：冗余 利用后备副本将数据库恢复到转储时的一致状态，利 用运行记录（事务日志）将数据库恢复到故障前事务 成功提交时的一致状态 恢复机制的两个关键问题 如何建立冗余数据 如何利用冗余数据实施数据库恢复 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 数据备份（转储，Backup） 所谓转储是指DBA定期将整个数据库复制到磁带或另 一个磁盘上保存起来的过程 这些备份的数据文件称为后备副本或后援副本 转储方式 按转储的数据量分为海量转储和增量转储 按系统运行状态分为静态转储和动态转储 转储状态 动态静态 转储 方式 海量动态海量转储静态海量转 储 增量动态增量转储静态增量转 储 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 事务日志 在事务运行过程中，DBMS将事务的每一个更新操作 登记在日志文件中 日志文件的内容 事务的开始标记(BEGIN TRANSACTION) 事务的结束状态(COMMIT或ROLLBACK) 事务的更新操作(更新的数据对象，前像，后像) 登记日志文件的原则 登记的次序严格按并发事务执行的时间次序 必须先写日志文件，后写数据库 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 例7.5：银行转账事务的日志文件P184 BEGIN TRANSACTION UPDATE 账户 SET 余额=余额-100 WHERE 账号 =A UPDATE 账户 SET 余额=余额+100 WHERE 账号 =B COMMIT 步 骤 操作 1BEGIN TRANSACTION 2READ(A,V) 3V=V-100 4WRITE(A,V) 5READ(B,V) 6V=V+100 7WRITE(B,V) 8COMMIT 日志记录 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 日志文件的作用 事务故障和系统故障的恢复必须使用日志文件 在动态转储方式中必须建立日志文件，后备副本和日 志文件综合起来才能有效地恢复数据库 在静态转储方式中，也可以建立日志文件，提高故障 恢复效率 事务日志一般不能和数据库放在同一磁盘上，以 免在磁盘损坏时，两者同时丢失。如果二者不得 不放在同一磁盘上，则应经常备份事务日志 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 事务故障的恢复 故障原因：事务在运行到正常终止点前被终止 恢复策略：利用日志文件撤销此事务对数据库进行的 修改 恢复步骤 反向扫描日志文件，查找该事务的更新操作 对该事务的更新操作执行逆操作 继续反向扫描，查找该事务其它的更新操作，并做同样处 理，直到读到该事务的开始标记，事务故障就恢复完成了 事务故障的恢复是由系统自动完成的，对用户透明 步 骤 操作 1BEGIN TRANSACTION 2READ(A,V) 3V=V-100 4WRITE(A,V) 5READ(B,V) 6V=V+100 7WRITE(B,V) 8COMMIT 日志记录 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 系统故障的恢复 故障原因 未完成事务对数据库的更新可能已写入数据库 已提交事务对数据库的更新可能还留在缓冲区没来得及写入数据库 恢复策略：撤销故障发生时未完成的事务，重做已完成的事 务 恢复步骤 正向扫描日志文件，找出故障发生前已经提交的事务，将其事务标识 记入重做(REDO)队列，同时找出故障发生时尚未完成的事务，将其事 务标识记入撤销(UNDO)队列 反向扫描日志文件，对撤销队列中的每个事务的更新操作执行逆操作 正向扫描日志文件，对重做队列中的每个事务重新执行日志文件登记 的操作 系统故障的恢复是由系统在重新启动时自动完成的，不需要 用户干预 步 骤 操作 1BEGIN TRANSACTION 2READ(A,V) 3V=V-100 4WRITE(A,V) 5READ(B,V) 6V=V+100 7WRITE(B,V) 8COMMIT 日志记录 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 介质故障的恢复 故障原因：磁盘上的物理数据库和日志文件被破坏 恢复策略：重装数据库，然后重做已完成的事务 恢复步骤 装入最新的数据库后备副本 对于动态转储的数据库副本，还需装入转储开始时刻的日 志文件副本，利用恢复系统故障的方法，将数据库恢复到 一致性状态 装入转储结束时刻的日志文件副本，重做已完成的事务 介质故障的恢复需要DBA介入 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 正常运行 TaTb 静态转储运行事务 Tf 故障发生点 登记日志文件 介质故障恢复 重装后备副本 利用日志文件恢复事务 继续运行 登记日志文件 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 数据库的恢复 检查点(Checkpoint,CP) 利用日志技术进行恢复时，必须要搜索日志文件以确 定REDO事务和UNDO事务，但搜索整个日志文件比较 费时，且许多REDO事务已将结果写入数据库，再重 做较费时 为减少REDO工作量，在事务运行过程中，DBMS周期 性在事务日志中设置检查点 恢复策略 时间 T1 T2 T3 T4 T5 检查点系统崩溃 DataBase 魏英 tutor_ 7952616 完整性约束 数据库的完整性 正确性 有效性 相容性 关系数据模型的完整性约束规则 域完整性约束：对属性值有效性的约束，可在CREATE TABLE语句通过NOT NULL, DEFAULT, UNIQUE和CHECK 子句实现 实体完整性约束：主码非空，可在CREATE TABLE语句通过 PRIMARY KEY子句实现 参照完整性约束：外码为另一个关系中主码的有效值或空值 ，可在CREATE TABLE语句通过FOREIGN KEY子句实现 用户自定义完