第八章数.ppt

《第八章数.ppt》由会员分享，可在线阅读，更多相关《第八章数.ppt（54页珍藏版）》请在得力文库 - 分享文档赚钱的网站上搜索。

1、2023/1/41第八章第八章 数据库管理数据库管理 2023/1/42本章要点本章要点事务的基本概念事务的基本概念并发控制的概念和方法并发控制的概念和方法数据库恢复的概念和方法数据库恢复的概念和方法2023/1/438.1 事务处理事务处理 8.1.1 事务的基本概念事务的基本概念 事务（事务（Transaction）是数据库系统中的一个逻）是数据库系统中的一个逻辑工作单元，是完成一组数据库操作的程序执辑工作单元，是完成一组数据库操作的程序执行单元。行单元。2023/1/44 假设库房中有足够多的存货，以某顾客的一次假设库房中有足够多的存货，以某顾客的一次服装购买行为为例，其购买过程可以抽象

2、为两服装购买行为为例，其购买过程可以抽象为两个数据库操作：个数据库操作：(1)根据用户选中的服装编号查询库房中该型号根据用户选中的服装编号查询库房中该型号服装的库存数量，将库存数量减去购买数量，服装的库存数量，将库存数量减去购买数量，并写回；并写回；(2)向购买记录中插入一条记录。向购买记录中插入一条记录。事务实例事务实例2023/1/45事务从开始到结束，可能处于五种不同的状态：事务从开始到结束，可能处于五种不同的状态：活动活动（Active）事务的初始状态。事务的初始状态。部分提交部分提交（Partially committed）最后一个操作最后一个操作执行完毕，但尚未提交数据库的状态。执

3、行完毕，但尚未提交数据库的状态。失败失败（Failed）由于内部逻辑错误等原因导致事由于内部逻辑错误等原因导致事务无法继续执行的状态。务无法继续执行的状态。中止中止（Aborted）由于条件约束等原因放弃执行，由于条件约束等原因放弃执行，数据库恢复到事务执行前的状态。数据库恢复到事务执行前的状态。提交提交（Committed）事务成功执行完毕的状态。事务成功执行完毕的状态。8.1.2 事务的状态与特性事务的状态与特性2023/1/46事务状态转换关系事务状态转换关系2023/1/47原子性原子性（Atomicity）事务中的所有操作要么全部事务中的所有操作要么全部做，要么一个都不做。如果任何操

4、作执行失败，那么做，要么一个都不做。如果任何操作执行失败，那么其他操作都要撤销。其他操作都要撤销。一致性一致性(Consistency)事务的执行不改变数据库的一事务的执行不改变数据库的一致性，即数据库在事务执行前后都是一致的。致性，即数据库在事务执行前后都是一致的。隔离性隔离性(Isolation)多个事务并发执行的过程中，任多个事务并发执行的过程中，任何一个事务都不会受其他事务状态和过程的影响。何一个事务都不会受其他事务状态和过程的影响。持久性持久性(Durability)一旦事务成功提交，其结果就一旦事务成功提交，其结果就应该在数据库中反映和保持，即使系统发生故障也不应该在数据库中反映和

5、保持，即使系统发生故障也不会影响。会影响。ACID性质性质2023/1/48一组事务的一个一组事务的一个调度调度是指这一组事务所有操作的是指这一组事务所有操作的执行顺序，同时必须保持操作在各事务中出现的执行顺序，同时必须保持操作在各事务中出现的相对顺序。相对顺序。多个事务在并发执行的过程中，随机调度形成的多个事务在并发执行的过程中，随机调度形成的并发操作序列可能带来并发操作序列可能带来丢失修改、不可重复读和丢失修改、不可重复读和读读“脏脏”数据等数据不一致性问题数据等数据不一致性问题，从而影响并，从而影响并发调度的正确性。发调度的正确性。8.1.3 事务的并发与可串行化事务的并发与可串行化20

6、23/1/491.丢失修改丢失修改丢失修改丢失修改是指，两个事务是指，两个事务T1和和T2读入同一数据读入同一数据并修改，并修改，T2提交的结果覆盖了提交的结果覆盖了T1提交的结果，提交的结果，导致导致T1的修改丢失。的修改丢失。2023/1/4102.不可重复读不可重复读 不可重复读是指事务不可重复读是指事务T1读取数据后，事务读取数据后，事务T2执执行更新操作，使行更新操作，使T1无法再现前一次读取结果。无法再现前一次读取结果。2023/1/4113.读读“脏脏”数据数据读读“脏脏”数据是指事务数据是指事务T1修改某一数据，并将其写回修改某一数据，并将其写回磁盘，事务磁盘，事务T2读取同一

7、数据后，读取同一数据后，T1由于某种原因被撤由于某种原因被撤消，这时消，这时T1已修改过的数据恢复原值，导致已修改过的数据恢复原值，导致T2读到的读到的数据与数据库中的数据不一致，则数据与数据库中的数据不一致，则T2读到的数据就为读到的数据就为脏脏数据，即不正确的数据。数据，即不正确的数据。2023/1/412可串行化调度可串行化调度如果一个事务的执行不受到其他事务的干扰，那如果一个事务的执行不受到其他事务的干扰，那么该事务的执行结果是正确的。因而，么该事务的执行结果是正确的。因而，多个事务多个事务串行执行所得的结果一定是正确的串行执行所得的结果一定是正确的。多个事务的并发执行是正确的，当且仅

8、当其结果多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行执行它们时的结果相同。我们与按某一次序串行执行它们时的结果相同。我们称这种称这种使得并发事务正确执行的调度为可串行化使得并发事务正确执行的调度为可串行化调度调度（Serializable scheduling）。）。2023/1/413例如，在服装销售系统中，现有两个事务分别对某服装的定例如，在服装销售系统中，现有两个事务分别对某服装的定价价A执行如下操作：执行如下操作：事务事务T1：将定价：将定价A调高调高10%；事务事务T2：将定价：将定价A降低降低100。2023/1/414冲突可串行化冲突可串行化 设操作设操作O1和和O

9、2分别是事务分别是事务T1和和T2的两个操作的两个操作设设read(Q)和和write(Q)分别表示对数据项进行读和分别表示对数据项进行读和写的操作写的操作则在下列三种情况下则在下列三种情况下操作操作O1和和O2是冲突的是冲突的：O1=read(Q)，O2=write(Q)O1=write(Q)，O2=read(Q)O1=write(Q)，O2=write(Q)2023/1/415冲突可串行化冲突可串行化在一个调度中，交换两个相邻且互相不冲突的操在一个调度中，交换两个相邻且互相不冲突的操作不改变调度的执行结果。作不改变调度的执行结果。一个调度一个调度S通过一系列交换互不冲突的操作得到另通过一系

10、列交换互不冲突的操作得到另外一个调度外一个调度S，则称，则称S和和S是是冲突相等的冲突相等的。若一个调度和某个串行调度是冲突相等的，则称若一个调度和某个串行调度是冲突相等的，则称该调度是该调度是冲突可串行化的冲突可串行化的。2023/1/416冲突可串行化冲突可串行化为判断一个调度是否是冲突可串行化的，可以将为判断一个调度是否是冲突可串行化的，可以将一个调度一个调度S表示成表示成优先图优先图。在优先图在优先图G=(V,E)中，中，V是顶点集合，是顶点集合，E是有向边是有向边集合。每个集合。每个顶点顶点代表参与调度的一个事务代表参与调度的一个事务T，每个，每个有向边有向边表示表示Ti与与Tj对某

11、一数据元素对某一数据元素Q的操作的操作存在冲突，且存在冲突，且Ti对对Q的操作出现在的操作出现在Tj对对Q的操作之的操作之前。前。如果调度如果调度S的的优先图中无环优先图中无环，则调度，则调度S是是冲突可串冲突可串行化行化的；否则，调度的；否则，调度S不是冲突可串行化的。不是冲突可串行化的。2023/1/417冲突可串行化冲突可串行化由于由于图中没有环图中没有环，所以调度，所以调度S是是冲突可串行化冲突可串行化的，并且调度的，并且调度S与串行调度与串行调度T1 T2 T3 T4和和T1 T3T2 T4是冲突相等的。是冲突相等的。关于共享资源关于共享资源X,Y,U,V建立如下优先图建立如下优先图

12、2023/1/4188.2 事务的并发控制事务的并发控制8.2.1 并发控制的基本概念并发控制的基本概念不加控制的多个事务并发执行时，有可能使得不加控制的多个事务并发执行时，有可能使得数据库的一致性被破坏。数据库系统必须数据库的一致性被破坏。数据库系统必须通过通过并发控制机制来控制事务之间的相互影响并发控制机制来控制事务之间的相互影响，防，防止它们破坏数据库的一致性。止它们破坏数据库的一致性。2023/1/4198.2.2 封锁与封锁协议封锁与封锁协议 封锁封锁是数据库系统并发控制的常用方法之一是数据库系统并发控制的常用方法之一 基本的封锁类型有两种基本的封锁类型有两种:排它锁排它锁(Excl

13、usive Locks，简记为，简记为X锁锁)共享锁共享锁(Share Locks，简记为，简记为S锁锁)。在运用在运用X锁和锁和S锁对数据对象加锁时，还需要约定锁对数据对象加锁时，还需要约定一些一些规则规则，例如应何时申请，例如应何时申请X锁或锁或S锁、持锁时间、锁、持锁时间、何时释放等。这些规则称为何时释放等。这些规则称为封锁协议封锁协议（Locking Protocol）。）。2023/1/420（1）一级封锁协议）一级封锁协议 一级封锁协议要求一级封锁协议要求事务事务T在修改数据对象在修改数据对象R之前必之前必须先对其加须先对其加X锁，直到事务结束才释放锁，直到事务结束才释放。事务结。

14、事务结束包括正常结束束包括正常结束(COMMIT)和非正常结束和非正常结束(ROLLBACK)。一级封锁协议一级封锁协议可防止丢失修改可防止丢失修改，并保证事务，并保证事务T是是可恢复的。可恢复的。2023/1/421设有两个并发事务设有两个并发事务T1：A=A-1T2：A=A-12023/1/422（2）二级封锁协议）二级封锁协议 二级封锁协议在一级封锁协议的基础上要求二级封锁协议在一级封锁协议的基础上要求事务事务T在读取数据对象在读取数据对象R之前必须先对其加之前必须先对其加S锁，读完后锁，读完后即可释放即可释放S锁锁。二级封锁协议除可以二级封锁协议除可以防止丢失修改防止丢失修改，还可进一

15、步，还可进一步防止读防止读“脏脏”数据数据。2023/1/423设有两个并发事务设有两个并发事务T1：A=A*3T2：read A2023/1/424（3）三级封锁协议）三级封锁协议 三级封锁协议在一级封锁协议的基础上要求三级封锁协议在一级封锁协议的基础上要求事务事务T在读取数据对象在读取数据对象R之前必须先对其加之前必须先对其加S锁，直到事锁，直到事务结束才释放。务结束才释放。三级封锁协议除可以三级封锁协议除可以防止丢失修改和不读防止丢失修改和不读“脏脏”数据数据，还可进一步，还可进一步防止不可重复读防止不可重复读。2023/1/425设有两个并发事务设有两个并发事务T1：读取：读取A+B两

16、次两次T2：A=A+1002023/1/4268.2.3 活锁与死锁活锁与死锁 封锁为并发控制提供了方法，但却有可能引起活锁和死锁。封锁为并发控制提供了方法，但却有可能引起活锁和死锁。活锁：活锁：如果事务如果事务T1封锁了数据对象封锁了数据对象R，事务，事务T2又请求封锁又请求封锁R，于是，于是T2等待。等待。T3也请求封锁也请求封锁R，当，当T1释放了释放了R上的封锁之上的封锁之后系统首先批准了后系统首先批准了T3的请求，的请求，T2仍然等待。然后仍然等待。然后T4又请求又请求封锁封锁R，当，当T3释放了释放了R上的封锁之后系统又批准了上的封锁之后系统又批准了T4的请求，的请求，.，T2有可

17、能永远等待，这就是活锁的情形。有可能永远等待，这就是活锁的情形。2023/1/427避免活锁的简单方法避免活锁的简单方法是采用先来先服务的策略，即所有是采用先来先服务的策略，即所有的事务按照申请加锁的先后顺序排队，当数据对象的锁的事务按照申请加锁的先后顺序排队，当数据对象的锁被释放后，首先批准排在队首的事务的加锁请求。被释放后，首先批准排在队首的事务的加锁请求。2023/1/428死锁死锁如果事务如果事务T1封锁了数据对象封锁了数据对象R1，T2封锁了数据对象封锁了数据对象R2，然后，然后T1又请又请求封锁求封锁R2，因，因T2已封锁了已封锁了R2，于，于是是T1等待等待T2释放释放R2上的锁

18、。接着上的锁。接着T2又申请封锁又申请封锁R1，因，因T1已封锁了已封锁了R1，T2也只能等待也只能等待T1释放释放R1上的锁。上的锁。这样就出现了这样就出现了T1在等待在等待T2，而，而T2又又在等待在等待T1的局面，的局面，T1和和T2两个事务两个事务永远不能结束，形成永远不能结束，形成死锁死锁。2023/1/429死锁的处理死锁的处理（1）死锁的预防死锁的预防 一次封锁法一次封锁法：一次封锁法要求每个事务必须一次将所有：一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据对象全部加锁，否则就不能继续执行。要使用的数据对象全部加锁，否则就不能继续执行。顺序封锁法顺序封锁法：顺序封锁法是预先对数

19、据对象规定一个封：顺序封锁法是预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都必须按这个顺序实行封锁。锁顺序，所有事务都必须按这个顺序实行封锁。2023/1/430死锁的处理死锁的处理（2）死锁的诊断与解除死锁的诊断与解除 超时法：如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，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。就认为发生了死锁。等待图法：事务等待图是一个有向图等待图法：事务等待图是一个有向图G=(T,U)。T为顶为顶点的集合，每个顶点表示一个事务；点的集合，每个顶点表示一个事务；U为边的集合，每为边的集合，每条边表示事务等待的情况。若条边表示事务等待的情况。若T1等待等待T

20、2，则，则T1、T2之之间划一条有向边，从间划一条有向边，从T1指向指向T2。图中存在回路，则表。图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。示系统中出现了死锁。2023/1/4318.2.4 多粒度封锁多粒度封锁 封锁对象的大小称为封锁对象的大小称为封锁粒度封锁粒度(Granularity)。一般而言，封锁的一般而言，封锁的粒度越大粒度越大，数据库中所能够封锁的数据，数据库中所能够封锁的数据单元越少，单元越少，并发度越低，系统开销越小并发度越低，系统开销越小；反之，封锁的反之，封锁的粒度越小粒度越小，数据库中所能够封锁的数据单元，数据库中所能够封锁的数据单元越多，越多，并发度越高，系统开销也越大并

21、发度越高，系统开销也越大。2023/1/432多粒度封锁多粒度封锁在实际系统中，我们总是希望得到尽可能高的并在实际系统中，我们总是希望得到尽可能高的并发度，同时尽可能降低系统的开销，而在同一粒发度，同时尽可能降低系统的开销，而在同一粒度下，这两者确是刚好相反的。度下，这两者确是刚好相反的。因此，需要一个系统因此，需要一个系统同时支持多种封锁粒度供不同时支持多种封锁粒度供不同事务的选择同事务的选择，这种封锁方法称为多粒度封锁，这种封锁方法称为多粒度封锁（Multiple Granularity Locking）。）。2023/1/433多粒度树多粒度树根据数据对象的粒度大小可以将数据库系统中所根

22、据数据对象的粒度大小可以将数据库系统中所有的数据对象组织成一棵有的数据对象组织成一棵多粒度树多粒度树。多粒度树的。多粒度树的根结点根结点表示最大的数据粒度，表示最大的数据粒度，叶结点叶结点表示最小的表示最小的数据粒度。数据粒度。2023/1/434多粒度封锁多粒度封锁多粒度封锁允许对多粒度树中的每个多粒度封锁允许对多粒度树中的每个结点结点独立地独立地加锁。对一个结点加锁意味着这个结点的加锁。对一个结点加锁意味着这个结点的所有后所有后裔结点裔结点也被加以同样类型的锁。也被加以同样类型的锁。因此，在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种因此，在多粒度封锁中一个数据对象可能以两种方式封锁，方式封锁，显式

23、封锁显式封锁和和隐式封锁隐式封锁。2023/1/435多粒度封锁多粒度封锁对某个数据对象加锁，系统要检查该数据对象上对某个数据对象加锁，系统要检查该数据对象上有无封锁与之有无封锁与之冲突冲突；还要检查所有祖先结点和后；还要检查所有祖先结点和后裔结点，看本事务的封锁是否与该数据对象上的裔结点，看本事务的封锁是否与该数据对象上的封锁冲突。封锁冲突。然而，这样的检查方法效率很低。为此可以引入然而，这样的检查方法效率很低。为此可以引入了一种新型锁，称为了一种新型锁，称为意向锁意向锁（Intention Lock）。）。2023/1/436意向锁意向锁意向锁意向锁的含义是如果一个结点加了意向锁，则表明的

24、含义是如果一个结点加了意向锁，则表明该结点的后裔结点正在被加锁；对任一结点加锁时，该结点的后裔结点正在被加锁；对任一结点加锁时，必须先对它的祖先结点加意向锁。必须先对它的祖先结点加意向锁。这样，当一个事务要对某个结点加锁时，则只需要这样，当一个事务要对某个结点加锁时，则只需要检查检查该结点及其祖先结点该结点及其祖先结点上是否有相冲突的锁。上是否有相冲突的锁。2023/1/437意向锁意向锁三种常用的意向锁三种常用的意向锁意向共享锁意向共享锁（Intent Share Lock，简称，简称IS锁）锁）意向排他锁意向排他锁（Intent Exclusive Lock，简称，简称IX锁）锁）共享意向

25、排他锁共享意向排他锁（Share Intent Exclusive Lock，简，简称称SIX锁）锁）2023/1/438图图8-13锁的相容矩阵锁的相容矩阵 2023/1/4398.3 数据库的备份与恢复数据库的备份与恢复 数据库管理系统（恢复子系统）必须具有数据库管理系统（恢复子系统）必须具有把数据把数据库从错误状态恢复到的正确状态库从错误状态恢复到的正确状态（亦称为一致状（亦称为一致状态或完整状态）的功能，这就是数据库的恢复。态或完整状态）的功能，这就是数据库的恢复。2023/1/4408.3.1 数据库故障与恢复的基本概念数据库故障与恢复的基本概念 数据库的故障可以分成四类：数据库的故

26、障可以分成四类：1.事务内部的故障事务内部的故障 2.系统故障系统故障 3.介质故障介质故障 4.计算机病毒计算机病毒 主要介绍故障的分类及每类故障对数据库的影响主要介绍故障的分类及每类故障对数据库的影响2023/1/4418.3.2 数据库恢复的技术数据库恢复的技术 恢复机制涉及的两个关键问题是：恢复机制涉及的两个关键问题是：第一，如何建立冗余数据第一，如何建立冗余数据数据转储数据转储登录日志文件登录日志文件 第二，如何利用这些冗余数据实施数据库恢复第二，如何利用这些冗余数据实施数据库恢复 2023/1/442数据转储数据转储 所谓转储即所谓转储即DBA定期地将整个数据库定期地将整个数据库复

27、制复制到磁带到磁带或另一个磁盘上保存起来的过程。这些备用的数或另一个磁盘上保存起来的过程。这些备用的数据文本称为后备副本或后援副本。据文本称为后备副本或后援副本。转储可分为转储可分为静态转储静态转储和和动态转储动态转储。转储还可以分为转储还可以分为海量转储海量转储和和增量转储增量转储两种方式。两种方式。2023/1/443登记日志文件登记日志文件（1）日志文件的格式和内容）日志文件的格式和内容 日志文件日志文件是用来记录事务对数据库的更新操作的文件是用来记录事务对数据库的更新操作的文件 日志文件主要有两种格式日志文件主要有两种格式以记录为单位以记录为单位的日志文件的日志文件以数据块为单位以数据

28、块为单位的日志文件的日志文件 2023/1/444登记日志文件登记日志文件（2）日志文件的作用）日志文件的作用 事务故障恢复和系统故障必须用日志文件事务故障恢复和系统故障必须用日志文件 在动态转储方式中必须建立日志文件，在动态转储方式中必须建立日志文件，后援副本和后援副本和日志文件综合起来才能有效地恢复数据库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在静态转储方式中，也可以建立日志文件 2023/1/445图8-15 利用日志文件恢复 2023/1/446登记日志文件登记日志文件（3）登记日志文件（）登记日志文件（Logging）为保证数据库是可恢复的，登记日志

29、文件时必须遵循为保证数据库是可恢复的，登记日志文件时必须遵循两条原则：两条原则：严格按并发事务执行的时间次序登记日志严格按并发事务执行的时间次序登记日志 必须先写日志文件，后写数据库（必须先写日志文件，后写数据库（WAL原则）原则）2023/1/4478.3.3 数据库恢复的策略数据库恢复的策略 1.事务故障的恢复事务故障的恢复 2.系统故障的恢复系统故障的恢复 3.介质故障的恢复介质故障的恢复 2023/1/4481.事务故障的恢复事务故障的恢复（1）反向扫描文件日志反向扫描文件日志，查找该事务的，查找该事务的更新操作更新操作。（2）对该事务的更新操作执行）对该事务的更新操作执行逆操作逆操作

30、。即将日志记录中。即将日志记录中“更新前的值更新前的值”写入数据库。这样，如果记录中是插入操作，写入数据库。这样，如果记录中是插入操作，则做删除操作。若记录中是删除操作，则做插入操作，若则做删除操作。若记录中是删除操作，则做插入操作，若是修改操作，则相当于用修改前的值代替修改后的值。是修改操作，则相当于用修改前的值代替修改后的值。（3）继续反向扫描日志文件，查找该事务的其他更新操作，）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。并做同样处理。（4）如此处理下去，）如此处理下去，直至读到此事务的开始标记直至读到此事务的开始标记，事务故，事务故障恢复就完成了。障恢复就完成了。20

31、23/1/4492.系统故障的恢复系统故障的恢复（1）正向扫描正向扫描日志文件，找出在故障发生前日志文件，找出在故障发生前已经提交的事已经提交的事务务（这些事务既有（这些事务既有BEGIN TRANSACTION记录，也有记录，也有COMMIT记录），将其事务标识记录），将其事务标识记入重做（记入重做（REDO）队）队列列。同时找出故障发生时。同时找出故障发生时尚未完成的事务尚未完成的事务（这些事务只有（这些事务只有BEGIN TRANSACTION记录，无相应的记录，无相应的COMMIT记录）记录），将其事务标识，将其事务标识记入撤消记入撤消(UNDO)队列队列。（2）对撤消队列中的各个事务

32、进行）对撤消队列中的各个事务进行撤消撤消(UNDO)处理处理。（3）对重做队列中的各个事务进行）对重做队列中的各个事务进行重做重做(REDO)处理处理。2023/1/4503.介质故障的恢复介质故障的恢复（1）装入最新的数据库后备副本装入最新的数据库后备副本（离故障发生时刻（离故障发生时刻最近的转储副本），使数据库恢复到最近一次转最近的转储副本），使数据库恢复到最近一次转储时的一致性状态。储时的一致性状态。（2）装入相应的日志文件副本装入相应的日志文件副本（转储结束时刻的日（转储结束时刻的日志文件副本），志文件副本），重做已完成的事务重做已完成的事务。2023/1/4518.3.4 数据库的备

33、份策略数据库的备份策略 1.数据库镜像（数据库镜像（Mirror）2.数据库备份系统数据库备份系统2023/1/4521.数据库镜像数据库镜像DBMS根据根据DBA的要求，自动把整个数据库或其中的关键数的要求，自动把整个数据库或其中的关键数据据复制到另一个磁盘复制到另一个磁盘上，保证镜像数据与主数据一致性。上，保证镜像数据与主数据一致性。当主数据库当主数据库更新时更新时，DBMS自动把更新后的数据复制过去。自动把更新后的数据复制过去。出现出现介质故障时介质故障时，可由镜像磁盘继续提供使用，同时，可由镜像磁盘继续提供使用，同时DBMS自动利用镜像磁盘数据进行数据库的恢复，不需要关闭系统自动利用镜

34、像磁盘数据进行数据库的恢复，不需要关闭系统和重装数据库副本。和重装数据库副本。在没有出现故障时，数据库镜像还可以在没有出现故障时，数据库镜像还可以用于并发操作用于并发操作，即当，即当一个用户对数据加排他锁修改数据时，其他用户可以读镜像一个用户对数据加排他锁修改数据时，其他用户可以读镜像数据库上的数据，而不必等待该用户释放锁。数据库上的数据，而不必等待该用户释放锁。磁盘镜像技术常用于磁盘镜像技术常用于高可靠性高可靠性要求的数据库应用。要求的数据库应用。2023/1/4532.数据库备份系统数据库备份系统数据库应用要求事务处理系统提供数据库应用要求事务处理系统提供高可用性高可用性，即系统应该可，即

35、系统应该可用且响应速度快。用且响应速度快。获得高可用性的方式之一是远程备份系统，即在一个获得高可用性的方式之一是远程备份系统，即在一个主站点主站点执行事务处理，使用一个执行事务处理，使用一个异地远程备份站点异地远程备份站点以应付突然事件。以应付突然事件。远程站点必须保持与主站点同步。远程站点必须保持与主站点同步。同步方法可通过发送所有主站点的日志记录到远程备份站点，同步方法可通过发送所有主站点的日志记录到远程备份站点，远程备份站点根据日志记录执行同样的操作来达到远程备份站点根据日志记录执行同样的操作来达到同步同步。只。只传送更新数据的操作命令可大大减少数据传送量。传送更新数据的操作命令可大大减

36、少数据传送量。当主站点发生故障时，远程备份站点立即接管处理。但它首当主站点发生故障时，远程备份站点立即接管处理。但它首先使用源于主站点的数据副本（也许已经过时）以及接收到先使用源于主站点的数据副本（也许已经过时）以及接收到的来自主站点的日志记录执行恢复。的来自主站点的日志记录执行恢复。2023/1/454本章小结本章小结 事务的并发控制和数据库的备份与恢复是数据库事务的并发控制和数据库的备份与恢复是数据库管理的重要内容。管理的重要内容。事务是数据库的逻辑工作单位，同时它也是并发事务是数据库的逻辑工作单位，同时它也是并发控制和数据库恢复的基本单位，只要控制和数据库恢复的基本单位，只要DBMS能够能够保证系统中一切事务的原子性、一致性、隔离性保证系统中一切事务的原子性、一致性、隔离性和持续性，也就保证了数据库处于一致状态。和持续性，也就保证了数据库处于一致状态。并发控制策略并发控制策略封锁技术封锁技术恢复策略恢复策略备份备份+日志日志