第七章 恢复系统

2.事务回滚 利用日志记录回滚失败的事务Ti。日志的扫描 由后至前进行。对日志中形如<Ti, Xj,V1,V2>的日志 记录，数据项Xj的值被恢复成旧值V1。当发现日志 记录<Ti,start>时，停止日志扫描。
3.检查点
在前面我们利用检查点减少系统从崩溃中恢复 时必须扫描的日志记录数目。由于不考虑并发，恢 复时只考虑如下事务： •最近一次检查点后开始的那些事务。 •若有的话，最近一次检查点时活跃的那个事务。
<T0,strat> <T0,A,950> <T0,B,2050> 此时发生崩溃，系统重新启动，不必做redo A,B的值仍为1000和2000。
<T0,strat> <T0,A,950> <T0,B,2050> <T0,commit> <T1,strat> <T1,C,600> 此时发生崩溃，系统重新启动，做redo（T0) A的值950, B的值2050 ,C的值700
7．6 并发事务的恢复
到目前为止，我们只考虑了只有一个事务 在执行情况的恢复，下面讨论如何修改和扩 展基于日志的恢复机制以处理多个事物并发 的情况。不论有几个并发事务，系统只有一 个磁盘缓冲区和一个日志，缓冲块由所有事 务共享。
1.与并发控制的关系
恢复机制很大程度上依赖于所用的并发控制 机制。为回滚一个失败事务，必须撤消该事务所 做的更新。假设事务T0必须被回滚，并且被T0更 新的数据项Q必须恢复成旧值。当使用基于日志 的机制进行恢复时，利用日志记录中的撤消信息 进行恢复。现在假设T1在T0回滚前对Q也做了一 次更新。如果T0被回滚，T1所做的更新就会丢失 因此，事务T更新了数据项Q，在T提交或回滚 前不允许其他事务修改Q。使用严格两阶段封锁 协议就可以保证这一点。
立即更新技术允许数据库修改在事务仍 处于活跃状态时就进行数据库修改。活跃事 务所做的数据库修改称为未提交修改。发生 故障时，利用日志记录将数据库恢复成旧值。 用undo操作完成。 事务Ti的执行过程：Ti开始执行前，向 日志中写入记录<Ti,start>，Ti的一次write(X) 操作，导致向日志中写入一条新记录。当Ti 部分提交时，向日志中写入记录 <Ti,commit>。
恢复算法： ①在正常事务处理时采取的措施，保证有 足够的信息可用于故障恢复。 ②故障发生后采取的措施，将数据库内容 恢复到某个保证数据一致性，事务原子 性及持久性的状态。
7．2 存贮器结构
1．存贮器类型 易失存储器：主存、高速缓存 非易失存储器：磁盘、磁带 稳定性存储器：通过一些技术手段实现 2．稳定存贮器的实现 RAID
事务执行写操作前，生成该次写操作的日志。 为了使用日志恢复数据库，日志必须放在稳定存储器上。
1．延迟的数据库修改 延迟修改技术通过在日志中记录所有的数据 库修改，将一个事务的所有write操作拖延到事 务部分提交时才执行，从而保证事务的原子性。 当事务部分提交时，日志上有关该事务的信 息被用来执行延迟写。在事务完成其执行前系统 崩溃，或事务中止，则忽略日志上的信息。 事务Ti的执行过程：Ti开始执行前，向日志 中写入记录<Ti,start>，Ti的一次write(X)操作， 导致向日志中写入一条新记录。当Ti部分提交时， 向日志中写入记录<Ti,commit>。
<T0,strat> <T0,A,950> <T0,B,2050> <T0,commit> <T1,strat> <T1,C,600> <T1,commit> 此时发生崩溃，系统重新启动，做redo（T0) 和redo（T1)。A的值950, B的值2050 ,C的值 600
2．立即的数据库修改
(2)Write(x)将局部变量xi的值赋予缓冲块 中的数据项X。
a.若X所在的块Bx不在内存，则发指令input(Bx)。 b.将xi的值赋予缓冲块Bx中的X
7．3 恢复与原子性
发生故障和简单的故障恢复过程，可 能导致数据库的不一致。为了保持原子性 的目标，需记录对数据修改的描述信息。 例：考虑事务Ti，将￥50从帐户A转到帐户B， A和B的初值分别为1000和2000，假设Ti执 行过程中系统发生崩溃，且发生在 output(BA)之后， output(BB) 之前，由于内 存的内容丢失，无法知道事务的结局。可 以调用恢复过程。
第七章 恢复系统
因为有故障，才需要恢复。计算机 可能发生的故障：电源、软件、机房失 火、人为破坏等。恢复机制是数据库系 统必不可少的组成部分，一旦故障发生， 数据库必须保持事务的原子性和持久性。
7．1 故障分类 ． 7．2 存贮器结构 ． 7．3 恢复与原子性 ． 7．4 基于日志的恢复 ． 7．5 影子分页 ． 7．6 并发事务的恢复 ． 7．7 缓冲区管理 ． 7．8 非易失性存储器数据的恢复 ． 7．9 高级恢复技术 ．
当Ti部分提交时，日志中相关的记录用来执 行延迟写。执行更新时可能发生故障，更 新前将日志记录写到稳定存储器上。然后 进行更新，事务提交。
仍然用银行的例子说明： T0：read(A) T1: read(C) A:=A-50 C:=C-100 write(A) write(C) read(B) B:=B+50 write(B) 设执行顺序<T0,T1>，执行前，A,B,C的值分 别为1000，2000，700。
2．恢复方法 将影子页表存入非易失存储器，保存 了事务执行前的数据库状态 。当系统崩溃 或事务中止，可以恢复数据库到事务执行 前状态。事务提交后，当前页写到非易失 存储器，可以成为新的影子页，下一个事 务开始执行。成功的恢复要求在系统崩溃 后能在磁盘上找到影子页表。简单的方法 是在稳定存储器上设置固定的区域记录影 子页表的磁盘地址。当系统崩溃后重新启 动时，拷贝影子页表至主存，并且用它进 行后续事务处理。中止事务的恢复是自动 的，不需要调用undo操作。
还用银行的例子。日志： <T0,strat> <T0,A,1000，950> <T0,B,2000，2050> <T0,commit> <T1,strat> <T1,C,700，600> <T1,commit>
利用日志，可以恢复易失性存储器上的信息丢失 恢复过程：
undo(Ti):将事务Ti更新的所有数据项恢复 为 旧值 。 • redo(Ti):将事务Ti更新的所有数据项的值置 为新值。 故障发生后，恢复子系统检查日志，以 确定哪个事务需要redo，哪个需要undo。
日志： <T0,strat> <T0,A,950> <T0,B,2050> <T0,commit> <T1,strat> <T1,C,600> <T1,commit>
利用日志，可以恢复易失性存储器上的信息丢失 恢复过程：
redo(Ti):将事务Ti更新的所有数据项的值置 为新值。 故障发生后，恢复子系统检查日志，以确 定需要重新执行的事务。 • 事务Ti需要重新执行，当且仅当日志中有 <Ti,start>和<Ti,commit>。 如果系统在事务完成后崩溃，用日志信息 可以将系统恢复到系统完成后的一致状态。
• 重新执行Ti,A的值变为900而不是950，系统 产生不一致。 • 不重新执行Ti,A的值变为950而B的值为 2000 ，系统仍然不一致。
7．4 基于日志的恢复
日志：记录数据库中的所有更新活动。包括以下段 : *事务标识是执行Write操作的事务的唯一标识 *数据项标识是所写数据项的唯一标识，通常是数据 项在磁盘上的位置。 *旧值是数据项的写前值。 *新值是数据项的写后值。 日志记录： <Ti,start>：事务Ti开始 <Ti,Xj,V1,V2>：事务Ti对Xj执行写操作，Xj的写前 值是V1，写后值是V2。 <Ti,commit>：事务Ti提交 <Ti,abort>：事务Ti中止
与基于日志的恢复相比，消除了日志记录输出 的开销，恢复速度明显加快。缺点有： • 提交开销。使用影子分页技术，事务提交时要输 出多个块（实际数据块、当前页表和当前页表的 磁盘地址）。基于日志的机制只要写日志记录。 • 数据分片。在第二章中，为了加快数据传输速度， 将相关的数据库页存储在临近的磁盘块。影子分 页技术在数据更新时使得数据库页改变了存储位 置。 • 垃圾回收。当一个事务提交时，包含该事务所修 改数据旧值的数据库页不能再被访问，变成垃圾 页。它们的信息已经是无用的信息，但是又不是 空闲空间。需要周期性的找出所有垃圾页将它们 加入空闲页列表。
3．数据访问 给一些概念和记号 数据库常驻在磁盘上，以块为单位存 贮。一块可以包含多个数据项。假设没有 数据块是跨块的。 输入/出操作以块为单位，磁盘上的块 为物理块，临时位于主存的块为缓冲块。 内存中用以存放块的区域称为缓冲区。
磁盘和主存间的块移动由下面两个 操作完成。 (1)input（B） 传送物理块B至主存。 (2)output（B） 传送缓冲块B至磁盘，并 替换磁盘上相应的物理块。
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• 事务Ti需要redo，当且仅当日志中有 <Ti,start>和<Ti,commit>。 • 事务Ti需要undo，当且仅当日志中有 <Ti,start>而没有<Ti,commit>。
<T0,strat> <T0,A,1000，950> <T0,B,2000，2050> 此时发生崩溃，系统重新启动，发现有 <T0,strat>而没有<T0,commit>,T0的操作必 须取消。执行undo(T0)。