数据库恢复技术硬件故障、软件错误、操作失误和恶意破坏都可以使课件

第十四章事务处理技术之二：数据库恢复技术硬件故障、软件错误、操作失误和恶意破坏都可以使数据库偏离正确状态。因此需要一个使数据库恢复到正确状态的机构。数据库恢复机构是DBMS的重要组成部分。它用于事务终止后的善后处理和系统故障恢复处理，确保系统发生故障后，数据库能恢复到正确的状态。本章介绍数据库恢复的主要技术。第一节数据库恢复的必要性第二节使用日志的数据库恢复技术第三节缓冲技术第四节检测点第五节影子页面技术第六节永久存储器中信息丢失后的数据库恢复第七节数据库恢复与并发控制技术的结合N第一节数据库恢复的必要性因多种故障能造成数据库的错误状态，故须研究恢复技术。数据库恢复机制有两个目的：保证事务的原子性，即：事务T交付运行后，若T的各个操作均全部成功地完成，则其结果永久地存入数据库；否则T对数据库没有任何影响。系统发生故障后，能够恢复到正确状态。事务原子性被破坏并引起系统故障的主要原因有五个方面：计算机系统故障事务或系统错误事务被强行终止

磁盘故障停电等其它原因作为数据库恢复基础的存储设备有下列三种：非永久存储器：主存储器和高速缓冲存储器等；

永久存储器：磁盘和磁带等；

永恒存储器：是指理论上绝对不会丢失信息的存储器。可以通过多个永久存储器对信息的多副本管理来模拟；本章讨论的数据库恢复技术适用于如下四种类型的故障：事务的逻辑错误系统状态异常，如死锁等硬件故障但信息保持完整由磁盘故障引起的信息丢失N1第二节使用日志的数据库恢复技术这种技术能保证事务的原子性。其原理是先把对数据库的更新操作信息写入永恒存储器，然后根据这些信息实施对数据库的更新。这种技术的基本概念是数据库系统日志。数据库系统日志简称为日志，是指记载有关事务操作过程的存储结构。为了确保数据库总能成功恢复，日志必须存储在永恒存储器中。日志记载的信息主要是写操作，与write(Q)对应。日志的基本记录有下列三种类型：第一类型：(T,start).表示事务T已经开始。第二类型：(T,x,v1,v2).表示事务T已经对数据项x从原始值v1改为新值v2。无论在什么时候下，事务执行写操作，总是建立日志记录在前，实施更新数据库在后。有了这个记录，就可以在必要时用新值或原始值去更新数据库，使数据库始终保持正确状态。第三类型：(T,commit).表示事务T已经提交。下边讨论两种基于日志的数据库恢复技术，即推迟更新技术和既时更新技术。N2下一页基于日志技术之二：即时更新技术：即时更新技术要求在执行每个更新操作前把对应的一条日志记录成功地写入永恒存储器。写日志记录和更新操作交替进行。这个技术遵循下述即时更新协议：1)记录(T,x,v1,v2)存入永恒存储器前，不进行对应的更新操作；2)所有(T,x,v1,v2)存入永恒存储器前，不允许事务T提交。故障后的数据库恢复过程是：把日志记载的事务分为两个集合：1)未提交事务，即日志中无commit记录的事务。对该事务集，逆向扫描日志作undo处理，即对数据项用旧值代替新值：for日志每个(T,x,v1,v2)记录do用v1覆盖数据项x的值endfor2)已提交事务，即日志中有commit记录的事务。对该事务集，正向扫描日志作redo处理，即对数据项用新值代替旧值：for日志每个(T,x,v1,v2)记录do用v2覆盖数据库中数据项x的值endfor;redo和undo是幂等的操作，即反复执行任意次数都有相同结果。N22第三节缓冲技术一日志缓冲技术日志缓冲技术要求日志记录在内存缓冲区集结成块(磁盘读写单位)后才写入永恒存储器。由于日志记录短小，而且永恒存储器的读写涉及多个物理级的读写操作，这样处理可以大幅度节省系统开销。由于考虑到缓冲区的日志记录会因系统故障而丢失，我们在前述数据库恢复协议上增加如下的规则：1)任何事务T必须在日志记录(T,commits)写入永恒存储器后才进入提交状态。2)非(T,commits)型记录必须在(T,commits)型记录写入永恒存储器之前写入永恒存储器。3)主存中的数据库数据须在有关日志记录写入永恒存储器后才可以更新数据库。二数据库缓冲技术为了减少系统开销，数据库的读写也需要使用缓冲技术。如果主存缓冲区的数据块B1将要被新的读入数据块B2覆盖，而B1已被修改，则要求先将有关日志记录存入永恒存储器，然后将B1写到永久存储器，最后才允许让B2覆盖B1。N3第四节检测点数据库恢复机构对日志若作全局扫描则开销太大，而且许多redo操作产生无意义的重复。解决方法是引进检测点。在日志中新增记录checkpoint.恢复机构定期建立检测点CP。操作如下：1)把主存中的所有日志记录输出到永恒存储器；2)把缓冲区已更新的数据库的数据块写入磁盘；3)日志记录checkpoint写入永恒存储器。下边简述数据库恢复技术如何用检测点方法加以改善。cp3cp2cp1Cp3前已提交

最新检测点现在Cp3后仍活动Cp3后才执行单用户环境的情况：仅考虑最新检测点后开始执行或继续活动的事务，不必考虑该检测点前已提交的事务。N4多用户环境的情况：新增一类日志记录(CP,L),其中L是检测点CP建立时处于活动状态的事务集合。恢复数据库时，按特定算法把须作redo/undo操作的事务分为两个集合分别处理。第六节永久存储器中信息丢失后的DB恢复前述各种恢复技术均假设永久存储器的信息是不会丢失的。本节不作这种假设，介绍一种磁盘存储器信息丢失情况下的数据库恢复技术。这技术的基本原理是定期产生数据库副本，并复制到永恒存储器，以备需要时把数据库恢复到备份的状态。恢复机制由两个过程组成：1数据库副本复制过程：在没有其它活动时如下执行：1)把主存中所有日志记录写入永恒存储器；2)主存缓冲区被更新的数据库信息写入磁盘；3)把数据库复制到永恒存储器；4)建立一个日志记录(dump)并写入永恒存储器。2故障后的恢复过程：首先把永恒存储器中最新的数据库副本拷贝到磁盘，把数据库恢复到故障前的一个状态。然后恢复机构考察系统日志，对每个提交的事务T执行redo(T)，对每个未提交的事务T执行undo(T).这种静态复制的技术显然有很高的开销。现已有更好的技术。N6第七节数据库恢复与并发控制技术的结合本节考虑并发控制环境下的数据库恢复问题。一事务的嵌套撤消由于并发运行往往有多个事务互相依赖的情况，因此，当系统发生故障而引起恢复机构执行undo(T)操作时，不仅要撤消事务T对数据库的影响，而且可能还需要撤消多个与T有关的其它事务对数据库的影响。我们把这种嵌套的undo操作称为事务的嵌套撤消。如下图，事务T3执行read(a)后，系统出现故障，恢复机构为了执行undo(T1)，必须执行undo(T2)和undo(T3)。事务的嵌套撤消要花费大量的时间执行undo操作。我们不希望这种现象发生。两段锁协议和时间印协议都可能导致事务的嵌套撤消。然而验证并发控制协议却可以避免事务嵌套撤消，这是因为事务的写操作，是在事务提交之后才最后完成。T1T2T3read(a);read(b);write(a)read(a);write(a);read(a)故障N7下一页二事务的可恢复性如果一个调度在任何情况下都能保证数据库的正确恢复，则这个调度被称为是可恢复的。假设事务T需要undo操作，事务S已经提交，并且S曾读过T写的数据，则显然事务T不是可恢复的。验证并发控制协议的调度必定是可恢复的，因为只要数据项被更新，执行的事务必定已被提交，不可能执行undo操作了。若对时间印协议作如下修改：‘每个事务T建立一个提交位b，b的初始值为假。当T提交时，T置为真。若T要求读取数据项Q，系统先检查T是否满足时间印协议。若满足，则检查最后写Q的事务S的提交位a。若a为真，则允许