事务expiredate

*第七章系统实现技术7.
1事务7.
2数据库的并发控制7.
3DB的恢复7.
4数据库的安全性7.
5数据库的完整性*7.
1.
1事务的基本概念定义:事务是形成一个逻辑工作单位的数据库的操作的汇集.
或:是由用户定义的一个DB的操作序列,这些操作要么全做,要么全不做,是一个不可分割的工作单位.
事务和程序是两个概念,一般的,一个程序可包含多个事务.
程序事务7.
1事务*事务的定义显示定义事务以begintransaction开始事务以endTransaction结束commit提交rollback回退默认按缺省自动划分(隐式)事务的基本概念默认(隐式)有:ALTERTABLE、CREATE、DELETE、DROP、FETCH、INSERT、OPEN、SELECT、UPDATE等7.
1.
1*例:定义一个未提交的事务.
BEGINTRANSACTIONT1GOUPDATESSETSDEPT='计算机'WHERESDEPT='aa'GOBEGINTRANSACTIONT1GOUPDATESSETSDEPT='计算机'WHERESDEPT='aa'ROLLBACKTRANGO事务的基本概念7.
1.
1*例:定义一个提交的事务.
BEGINTRANSACTIONT1GOUPDATESSETSDEPT='计算机'WHERESDEPT='aa'COMMITTRANGO--注意:打开S表看结果BEGINTRANSACTIONT1GOUPDATESSETSDEPT='计算机'WHERESDEPT='aa'ROLLBACKTRANGO--注意:同样打开S表看结果事务的基本概念7.
1.
1*7.
1.
2事务的ACID性质为了保证DB的完整(正确),事务应具有以下四个性质1.
原子性(atomicity)一个事务是不分割的操作序列,要么全做,要么全不做.
2.
一致性(consistency)事务的执行必须从一个使DB一致的状态到另一个是使DB一致的状态.
既:DB不会因事务的执行而遭受破坏.
如:一公司在银行有两个帐号.
从A帐号—>B帐号转10000元,既可定义一个事务.
A-10000B+100007.
1事务*7.
1.
23.
隔离性(isolation)一个事务的执行不能被其他事务打扰,在并发事务操作时,系统应保证与这些事务独执行时结果一样.
4.
持久性(durability)一个事务一旦完成全部操作后,它对DB的所有更新应永久反映在DB中.
即使以后系统发现故障,也应保留这个事务的结果.
上述四个性质分别有DBMS相应的子系统实现.
A:由DBMS的事务管理子系统实现.
C:由DBMS测试完整性约束自动完成.
D:由DBMS恢复控制子系统实现.
I:由DBMS的并发控制子系统实现事务的ACID性质*对DB的访问是建立在读,写两个操作的基础上的.
read(x):把数据X从DB读到内存缓冲区.
write(x):把数据X从内存缓冲区写回DB(在实际操作时,write(x)未必就写回DB很可能先暂存在系统缓冲区,然后再写回硬盘.
先假定write(x)写回磁盘.
)举例说明事务的ACID性质:例:银行DB有转帐事务T1,从帐号A转50元到帐号BT1:read(A)A:=A-50Write(A)Read(B)B:=B+50Write(B)7.
1.
2事务的ACID性质*(1)原子性:由事务的原子性保持事务的一致性,但事务的执行有一定的时间,在某一个时刻会不一致,是正常的(2)一致性:A-50,B+50A+B的和不变(3)隔离性:在A-50后,突然插入一个事务来计算A+B,那肯定会不对,这就要由DBMS的并发控制来控制.
(4)持久性:事务正确执行后,仍长期保存,不能丢失7.
1.
2事务的ACID性质*7.
1.
3事务的状态变迁beginread/writetransaction活动endtransactionabort局部提交commit提交失败rollback异常终止7.
1事务*1、活动状态:事务开始执行,即进入"活动"状态,在活动状态执行对DB进行读/写,但"写"并不立即写到硬盘,可暂存在系统缓冲区.
7.
1.
3事务的状态变迁beginread/writetransaction活动endtransactionabort局部提交commit提交失败rollback异常中止*2、局部提交事务执行完后,进入该状态,但对DB的修改很可能在缓冲区内,所以事务并未真正结束.
beginread/writetransaction活动endtransactionabort局部提交commit提交失败rollback异常中止7.
1.
3事务的状态变迁*3、失败两种没有运行到事务的最后一个语句就中止事务的修改未写到硬盘beginread/writetransaction活动endtransactionabort局部提交commit提交失败rollback异常中止7.
1.
3事务的状态变迁*4、异常中止在"失败"状态的事务,很可能对硬盘的数据进行了一部分修改,为了保证事务的原子性,应撤消,执行rollback回退到事务执行前的状态,由恢复子系统完成.
在异常中止时:重新启动事务:由硬件等原因造成取消事务:由事务内逻辑错误beginread/writetransaction活动endtransactionabort局部提交commit提交失败rollback异常中止7.
1.
3事务的状态变迁*5、提交在局部提交后,并发控制系统将检查该事务与并发事务是否发生干扰,通过检查后,系统执行commit.
把对DB的修改的全部写到硬盘,成功结束.
事务结束有两个状态commitrollbackbeginread/writetransaction活动endtransactionabort局部提交commit提交失败rollback异常中止7.
1.
3事务的状态变迁*7.
1.
4事务的并发执行为了提高事务的执行效率,使多个事务并发执行.
定义:事务的执行次序称为"调度".
如果多个事务依次执行,则称为事务的串行调度.
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.
举例说明事务的并发执行,可能会带来DB的不一致性.
7.
1事务*7.
1.
4例7-1:设A.
B的初值为2000,1000事务的并发执行Read(A)A:=A-100Write(A)Read(B)B:=B+100Write(B)Read(A)Temp:=A*0.
1A:=A-tempWrite(A)Read(B)B:=B+tempWrite(B)T1:T2:设事务T1从帐号A转100元到帐号BT2从帐号A转10%的款到帐号B*第一种S1:串行:T1、T2T1T2Read(A)A:=A-100Write(A)Read(B)B:=B+100Write(B)Read(A)Temp:=A*0.
1A:=A-tmpeWrite(A)Read(B)B:=B+tempWrite(b)A=1710B=1290设A.
B的初值为2000,10007.
1.
4事务的并发执行*T1T2Read(A)Temp:=A*0.
1A:=A-tempW(A)R(B)B:=B+tempW(B)R(A)A:=A-100W(A)R(B)B:=B+100W(B)A=1700B=1300设A.
B的初值为2000,10007.
1.
4事务的并发执行*第三种S3:并发调度T1T2R(A)A:=A-100W(A)r(A)Temp=A*0.
1A:=A-tempw(A)r(B)B:=B+100W(B)R(B)B:=B+tempW(B)A=1710B=1290设A.
B的初值为2000,10007.
1.
4事务的并发执行*第四种S4:并发调度T1T2R(A)A:=A-100R(A)Temp=A*0.
1A:=A-tempW(A)R(B)W(A)R(B)B:=B+100W(B)B:=B+tempW(B)A=1900B=1200设A.
B的初值为2000,10007.
1.
4事务的并发执行*如果有n个事务,串行调度有n!
种不同的有效调度(都正确)并行调度有远远>n!
种调度,且有的并发调度是正确的(和串行调度之一相等即可).
如何产生一个正确的并发调度,由DB的并发控制系统实现.
7.
1.
4事务的并发执行*7.
1.
5并发事务的可串行化从上例可以看出,有的并发调度可以保持DB的一致,有的则不行,涉及到一个概念——并发事务的可串行化.
两种不同形式的等价调度:冲突可串行化观察可串行化(了解)1.
冲突可串行化设有两个事务Ti、Tj,其调度为S.
S中有两个相邻语句Ii和Ij(指read,write)分别来自Ti、Tj.
7.
1事务*第一:如果Ii和Ij是对不同数据的操作,那么交换Ii和Ij次序,不影响调度执行的结果.
第二:如果Ii和Ij是对同一数据的操作,则(1)Ii=r(Q)Ij=r(Q)可忽视Ii、Ij的先后次序即可互换(2)Ii=r(Q)Ij=w(Q)Ii、Ij互换后,Ii读Q可能就不一样即:不能互换(3)Ii=w(Q)Ij=r(Q)不能互换(同上)(4)Ii=w(Q)Ij=w(Q)其次序直接影响DB中值即:不能互换并发事务的可串行化7.
1.
5*定义:Ii和Ij是并发事务Ti和Tj中的read、write语句,并在并发调度中相邻.
当Ii和Ij是对同一数据操作时,并且至少有一个write语句,我们称Ii、Ij是一对"冲突"语句,否则,为"非冲突"语句.
在调度S中,有一对相邻的语句是"非冲突"的,那么它次序可互换,且交换后产生的新调度S'和S等价,即产生相同的执行结果.
上例上的第三种情况S3(简化只留下r、w语句)并发事务的可串行化7.
1.
5*T1T2R(A)W(A)R(A)W(A)R(B)W(B)R(B)W(B)T1T2R(A)W(A)R(A)R(B)W(A)W(B)R(B)W(B)S3S3-1并发事务的可串行化7.
1.
5*T1T2R(A)W(A)R(B)R(A)W(A)W(B)R(B)W(B)T1T2R(A)W(A)R(B)R(A)W(B)W(A)R(B)W(B)S3-2S3-3并发事务的可串行化7.
1.
5*T1T2R(A)W(A)R(B)W(B)R(A)W(A)R(B)W(B)同第一种,所以第三种S3和第一种S1是等价的.
S3-4并发事务的可串行化7.
1.
5*定义:如果调度S'从调度S通过交换一系列的非冲突语句得到,那么称S、S'是一对"冲突等价"的调度.
如果调度S和某个串行调度是"冲突等价",那么称调度S是"冲突可串行化"的调度.
例7-2:第一种S1和第二种S2是"冲突等价等价"吗并发事务的可串行化7.
1.
5*例7-2:第一种S1和第二种S2是"冲突等价等价"吗T1T2R(A)W(A)R(B)W(B)R(A)W(A)R(B)W(B)即:T2的r(A)不可能换到T1的w(A)之前,所以两种情不一样.
并发事务的可串行化7.
1.
5*例7-3:有一并发调度T3、T4是"冲突可串行化"吗T3T4R(Q)W(Q)W(Q)两邻语句不能互换即不能变为T3T4T4T3所以不是"冲突可串行化"并发事务的可串行化7.
1.
5例7-4:有一并发调度T1:从帐号A转100到帐号BT5:从帐号B转10到帐号A设:A=2000B=1000T1T5R(A)A:=A-100W(A)R(B)B:=B+100W(B)R(B)B:=B-10W(B)R(A)A:=A+10W(A)T1T5R(A)A:=A-100W(A)R(B)B:=B-10W(B)R(B)B:=B+100W(B)R(A)A:=A+10W(A)A=1910B=1090A=1910B=1090并发事务的可串行化7.
1.
5*这两种"调度"等价,但不是"冲突可串行化"而"调度等价"不一定是"冲突等价".
可见:"冲突等价"的定义比"调度等价"的定义严格.
即:"冲突等价"一定是"调度等价".
并发事务的可串行化7.
1.
5*2.
观察可串行化比"冲突等价"的定义放宽一些.
定义:定义:在同样事务集上的两个调度设S、S',如果满足下列三个条件,那么称S、S'是"观察等价"的调度.
并发事务的可串行化7.
1.
5*对每个数据项Q,如果事务Ti在调度S中读了Q的初值,那么事务Ti在调度S'也读Q的初值.
T1T2R(A)W(A)R(B)W(B)R(A)W(A)R(B)W(B)例7-5:S1并发事务的可串行化7.
1.
5*对每个数据Q,如果在调度S中,事务Tj执行read(Q)操作,读了由事务Ti产生的Q值,那么在调度S'中,事务Tj也必须执行read(Q)操作,读由事务Ti产生的Q值.
T1T2R(A)W(A)R(B)W(B)R(A)W(A)R(B)W(B)S2并发事务的可串行化7.
1.
5*对每个数据项Q,如果在调度S中,最后执行W(Q)的事务是Ti,那么在S'中最后执行W(Q)也是Ti.
T1T2R(A)W(A)R(A)W(A)R(B)W(B)R(B)W(B)S3并发事务的可串行化7.
1.
5*(1)(2)可以保证在调度中每个事务读到同样的数据值,(1)(2)(3)可以导致DB的状态是一样的.
T1T2R(A)W(A)R(B)W(B)R(A)W(A)R(B)W(B)T1T2R(A)W(A)R(B)W(B)R(A)W(A)R(B)W(B)T1T2R(A)W(A)R(A)W(A)R(B)W(B)R(B)W(B)S1S2S3并发事务的可串行化7.
1.
5*S1S2S3在S1中:T1读A的初始,S2中T1不读A的初始.
所以S1,S2不是观察等价.
S1和S3比较.
(1)T1读A的初始值(S1,S3中)B的初始值(S1,S3中)(2)S1中,T2读由T1产生的A,B值.
(3)S1中,最后执行W(A)、W(B)是T2.
S3中,最后执行W(A)、W(B)是T2.
所以S1和S3是"观察等价".
并发事务的可串行化7.
1.
5*定义:如果调度S与某个串引调度是"观察等价",那么称调度S是"观察可串行化"的调度.
S3为:观察可串行化,也是"冲突可串行化T3T4T6R(Q)W(Q)W(Q)W(Q)例7-6:S1并发事务的可串行化7.
1.
5*T3T4T6R(Q)W(Q)W(Q)W(Q)S1是"观察可串行化"但S1不是"冲突可串行化".
结论:每个"冲突可串行化"的调度都是"观察可串行化",但"观察可串行化"的调度不一都是"冲突可串行化".
并发事务的可串行化7.
1.
5*小结1、事务以及性质2、事务的并发执行7.
1事务*1.
什么样的调度是正确的调度P30689本节结束作业:*7.
2.
1DB的并发操作带来的问题1.
丢失更新的问题.
S1T1T2A的初值=16R(A)16R(A)16A:=A-214A:=A-115W(A)14W(A)15事务T1对数据A的更新丢失,被T2覆盖.
数据库的并发控制7.
27.
2并发操作*2.
不一致分析的问题(读了过时的数据)S2T1T2A=50B=100R(A)A=50R(B)B=100C:=A+BC=150R(B)B=100B:=B*2B=200W(B)B=200R(A)A=50R(B)B=200D:=A+BD=250T1要验算,A+B的值是否一致.
即:D=C7.
2.
1DB的并发操作带来的问题*T1T2R(A)R(A)W(A)A:=A+10T2读的是过时的数据.
7.
2.
1DB的并发操作带来的问题*3.
依赖于未提交更新的问题.
(读"脏"数据)T1T2C=100R(C)C=100C:=C*2C=200W(C)C=200R(C)C=200RollbackS3T2读到了"脏"数据.
这些问题需要用并发控制来完成,封锁协议技术时标协议技术乐观方法7.
2.
1DB的并发操作带来的问题*7.
2.
2封锁(locking)封锁是并发控制的一个非常重要的技术.
TjTiXS—XNNYSNYY—YYY基本封锁有两种类型:共享锁(sharelocks,简称S锁,又称读锁).
排它锁(exclusivelocks,简称X锁,又称写锁)S锁:如果事务Ti对某数据有一个S封锁,那么其他事物Tj也能对这个数据实现S封锁.
但不能对其实现X封锁.
X锁:如果事务T对某个数据(数据项、记录……DB)实现X封锁,那么其他事务要等T解除X封锁之后,才能对这个数据进行封锁.
数据库的并发控制7.
2*7.
2.
3封锁协议运用X和S锁,对数据加锁时,还要约定一些规则1.
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.
或:任何企图更新记录R的事务必须先执行:"Lock-X(R)"操作可获取对该记录进行寻址的能力,并对它获取X封锁.
(如:何时申请、持续时间、何时释放),这些规则称为封锁协议.
如果未获取X封锁,那么这个事务进入等待状态,一直到获取X锁,事务才继续.
数据库的并发控制7.
2*例7-8:对丢失更新问题的解决T1:对A-2T2:对A-1T1T2A的初值=16LOCK—X(A)R(A)16LOCK—X(A)WAITA:=A-214WAITW(A)14WAITCOMMITUNLOCK(A)LOCK—X(A)R(A)14A:=A-113W(A)13COMMITUNLOCK(A)封锁协议7.
2.
3*对于修改,删除操作,一级封锁协议适用.
对于插入操作,可以认为"INSERT"本身就加了X锁.
一级封锁协议可以保证避免丢失更新,即解决了S1的问题.
但不能避免可重复读和不读"脏"数.
因为仅仅读,不修改是不用加锁的.
封锁协议7.
2.
3*2.
二级封锁协议一级封锁协议加上事务T在读数据R之前必须先对其加S锁,读完后即释放S锁.
例:S3T1T2C=100LOCK-X(C)R(C)C=100C:=C*2C=200W(C)C=200LOCK-S(C)RollbackWAITC=100UNLOCK(C)WAITLOCK-S(C)R(C)C=100UNLOCK(C)这就保证了事务不读"脏"数,但由于读完就释放锁,所以S3不能保证可重复读.
封锁协议7.
2.
3*3.
三级封锁协议一级封锁协议加上事务T在读数据R之前必须先对其加S锁,直到事务结束才释放.
封锁协议7.
2.
3T1T2A=50B=100LOCK-S(A)R(A)A=50LOCK-S(B)R(B)B=100C:=A+BC=150LOCK-X(B)WAITR(A)WAITA=50R(B)WAITB=100D:=A+BWAITD=150COMMITWAITUNLOCK(A)WAITUNLOCK(B)WAITLOCK-X(B)R(B)100B:=B*2B=200W(B)B=200COMMITUNLOCK(B)例:S2封锁协议7.
2.
3*三级封锁协议的实施,避免了本节开头提到的三类问题,即避免了丢失更新、读"脏"数和不可重复读.
封锁协议7.
2.
3*7.
2.
4活锁和死锁1.
活锁T1,T2,T3…Tn个事务都要对A进行更新操作,假设T1先获取LOCK-X(A),待其执行UNLOCK(A)后T3获取LOCK-X(A)…使T2一直长期的处于等待状态,这种状态称为"活锁"数据库的并发控制7.
2*T1T2T3T4LOCK-X(A)R(A)LOCK-X(A)WAITLOCK-X(A)WAITLOCK-X(A)WAITUNLOCK(A)LOCK-X(A)R(A)UNLOCK-XLOCK–X(A)活锁的预防,采取先来先服务的策略.
数据库的并发控制7.
2*2.
死锁事务T1、T2都要对A、B进行更新操作,T1等待A的X锁,T2等待B的X锁,每个事务都在等待对方事务解封锁,这种现象"死锁".
T1T2LOCK-X(A)LOCK-X(B)R(A)R(B)LOCK-X(B)WAITLOCK-X(A)WAIT活锁和死锁7.
2.
4*3.
死锁的预防(a)一次封锁法:要求每个事务必须一次把所使用的数据全部加锁,否则就不执行.
存在的问题:(b)顺序封锁法:预先对数据对象规定一个封锁次序,所有事务按此规定进行封锁.
存在的问题:活锁和死锁7.
2.
4扩大了封锁的范围,降低了系统的并发度;数据库的数据是动态的,原本不要求封锁的数据在执行过程中,会变成封锁对象,所以很难预料要封锁的对象.
数据库的数据是动态的,数据的顺序很难定;原本不要求封锁的数据在执行过程中,会变成封锁对象,所以很难预料要封锁的对象.
*4.
死锁的诊断与解除(a)超时法:如果一个事务的等待超过了规定的时限,认为"死锁".
(b)等待图法:(依赖图)图中每一节点为一事务,箭头表示事务的依赖关系.
T2等待T3T2→T3T3等待T1T3→T1T1T2T3如果依赖图形成一个回路,则出现了"死锁".
并发子系统,定期的检测依赖图.
如果出现回路,则选取一代价小的事务将其撤消,其他事务可继续运行下去.
活锁和死锁7.
2.
4存在的问题:时间很难确定,不同的事务大小不一.
时间长:不能快速发现;时间短,又会出现误判.
若T1等待T2T1→T2*7.
2.
5两段封锁1.
2PL协议(TWO-PHASELOCKING)两段锁协议:加锁解锁申请锁释放封锁增生收敛一级、二级、三级封锁协议都是为了避免并发中的问题而设的,但对并发调度是否正确的唯一标准是可串性化.
那么,两段锁协议就是为了保证并发调度可串性化而提供的.
两段锁协议规定:(1)在对任何数据进行读写之前,事务要先获得对该数据的封锁(2)在释放一个封锁之后,事务不再获得任何其他封锁数据库的并发控制7.
2*例:LOCK-S(A)LOCK-S(B)LOCK-X(C)UNLOCKBUNLOCKAUNLOCKC是2PL2.
2PL与可串行化调度的关系若一个并发执行的所有事务都遵守2PL,则这些事务的所有并发调度策略都是可串性化的.
LOCK-S(A)LOCK-S(B)UNLOCK(A)---LOCK-X(C)不是2PL可以证明:2PL是可串行化的充分条件,不是必要条件.
另外:注意2PL和预防死锁的一次封锁法的异同.
一次封锁法是要每个事务一次将所使用的数据全部加锁,否则不能继续执行,因此一次封锁法遵守2PL;而2PL并不要求事务必须一次将所使用的数据全部加锁,因此遵守2PL的事务可能发生死锁.

两段封锁7.
2.
5*3.
2PL的分类为了避免串接回退,对2PL加以约束:(1)严格的2PL,要求X锁必须保留到事务COMMIT操作(2)精确的2PL,要求所有封锁都必须保持到COMMIT操作两段封锁7.
2.
5遵守2PL,这些调度是冲突可串行化的,但并不一定保持无串接调度.
*小结1、XS锁2、封锁协议数据库的并发控制7.
2*并发操作可能产生哪几类数据的不一致用什么方法能避免各种不一致的情况什么是封锁协议不同级别的封锁协议的主要区别是什么什么是活锁什么是死锁试述活锁的产生原因和预防方法.
给出解决死锁的若干方法.
作业数据库的并发控制7.
2本节结束*7.
3DB的恢复7.
3.
1数据库系统遭遇的故障1.
事务故障这类故障没有达到事务的COMMIT,恢复操作应该为UNDO.
2.
系统故障硬、软件错误,引起内存信息丢失,但未破坏外存中的数据.
逻辑错误:如余款不足,运算溢出…系统错误:如:死锁如:一些尚未完成的事务的结果可能已被送入数据库,需执行UNDO;有些已完成的事务可能有一部分甚至全留在缓冲区,需执行REDO.
7.
3DB的恢复*7.
3.
1DBS遭遇的故障磁盘损坏等,破坏性更大.
总结各类故障,对数据库的影响有两种可能:作为DBMS把DB从一被破坏、不正确的状态恢复到最近一个正确的状态.
DBMS的这种能力称为可恢复性.
恢复的原理——冗余.
(1)是数据库本身被破坏(2)是数据库没有被破坏,但数据可能不正确,这是事务的运行被非正常终止造成的.
3.
磁盘故障4.
计算机病毒*7.
3.
2存转数据如何冗余系统采用数据转储的方法.
数据转储状态动态转存:在转储期间,可以对数据库进行修改.
静态转存:在系统无运行事务时转储.
数据转储方式海量转储:每次转储全部数据.
增量转储:只转储上一次转储后的更新的数据.
上述两种都十分耗资源.
现在一般有两种恢复机制(技术):日志阴影页技术.
7.
3DB的恢复*7.
3.
3基于日志的恢复技术日志记载DB修改信息的数据结构,称为日志.
日志文件是日志记录的汇集.
日志记录的书写形式如下:.
.
/7.
3DB的恢复*7.
3.
3基于日志的恢复技术2.
日志文件的作用(1)事务故障和系统故障恢复必须用到日志文件.
3.
登记日志文件(1)登记的次序严格按并发事务执行的时间顺序.
(2)必须先写日志,后进行数据库的修改.
(2)在动态转储方式,必须建立日志文件.
(3)在静态转储方式,也可以建立日志文件.
*1、事务故障的恢复(1)反向扫描日志文件,查找事务的更新操作.
例:必须反向扫描,A的值为V1,否则,A的值为V2.
(2)对事务进行更新的逆向操作.
(3)继续重复,到事务的开始标记.
﹤T1,A,V1,V2﹥﹤T1,A,V2,V3﹥7.
3.
4恢复策略7.
3DB的恢复1.
事务故障的恢复*7.
3.
4恢复策略2.
系统故障的恢复(1)正向扫描日志文件,查找有和事务.
将其事务加入REDO-LIST;只有的事务加入UNDO-LIST.
(2)UNDO-LIST反向扫描,进行UNDO(3)REDO-LIST正向扫描,进行REDO例:﹤T1,A,10,20﹥﹤T2,A,10,30﹥T1:A从10→20事务中止T2:A从10→30提交*7.
3.
4恢复策略(1)REDO-LIST:T2UNDO-LIST:T1(2)恢复步骤①A=10反向扫描UNDO-LIST②A=30正向扫描REDO-LIST如果:按A=30,A=10的顺序,则是错误的3、介质故障的恢复(1)装入最新的数据库的后备副本.
(2)装入相应的日志文件的后备副本.
*4.
检查点方法在系统出现故障后,要在整个日志中判断UNDO/REDO的事务,在日志文件中,查找速度慢,且对已写入磁盘的事务再REDO也无意义,为了提高日志技术效率,一般采用检查点的方法.
第一步:将当前日志缓冲中的所有日志记录写入磁盘(稳定存储器)的日志文件中;第二步:在日志文件中写入一个检查点记录;第三步:将当前数据缓冲的所有数据记录写入磁盘(稳定存储器)的数据库中;第四步:把检查点记录在日志文件中的地址写入一个重新开始文件.
在DBS运行时,系统保证一个日志,周期地(几分钟)产生一个检查点,在检查点时刻,做以下事情:7.
3.
4恢复策略*例:T1不要REDOT2REDOT3UNDOT4REDOT5UNDO使用检查点进行恢复的步骤:(1)从重新开始文件中找到最后一个检查点记录在日志文件中的地址,由该地址在日志文件中找到最后一个检查点.
检查点故障点7.
3.
4恢复策略*(2)由该检查点记录得到检查点建立时刻所有正在进行的事务清单.
重做表:REDO-LIST撤消表:UNDO-LIST构造方法如下:初始时,两张表为空.
反向扫描日志,考察每个日志记录,直到出现检查点.
对每个﹤TiCOMMIT﹥日志记录,Ti加入REDO-LIST.
对每个﹤TiBEGINTRANSACTION﹥日志记录,如果Ti不在REDO-LIST,则把Ti加入UNDO-LIST.
7.
3.
4恢复策略*恢复步骤如下:再从日志尾反向扫描日志,对撤消表中每个事务Ti相应的日志记录执行UNDO,扫描到撤消表中每个事务的﹤TiBEGINTRANSACTION﹥都找到为止.
在日志记录中查找最近一个检查点记录从检查点记录开始,正向扫描日志,对REDO-LIST表中的每个事务Ti相应的日志记录执行REDO7.
3.
4恢复策略*7.
3.
5SQL故障还原1.
SQL故障还原模型1)简单恢复模型适应于小的数据库或很少进行数据更改的数据库.
当发生故障时,只还原到上次备份的即时点.
7.
3DB的恢复*2)完整恢复模型适用于重要数据库.
SQL会在日志中记录对数据库的所有修改.
7.
3.
5SQL故障恢复*3)大容量日志恢复模型和完全恢复模型相似,为某些大规模或大容量复制操作提供最佳性能和最小的的日志使用空间.
7.
3.
5SQL故障恢复*7.
3.
5SQL故障恢复*2.
备份和恢复的流程1)创建备份设备2)进行数据库的完整备份、差异备份、日志备份、文件和文件组备份3)恢复数据库7.
3.
5SQL故障恢复*7.
3.
6备份与恢复数据库1.
备份设备1.
建立备份设备1)格式一sp_addumpdevice'备份设备类型','备份设备逻辑名','备份设备物理名称'2)功能可以系统使用储过程sp_addumpdevice添加备份设备.
【例】Execsp_addumpdevice'disk','scdb','c:\stu.
bak'7.
3DB的故障*也可以使用ManagementStudio建立备份设备7.
3.
6备份与恢复数据库*2.
查看备份设备的属性【例】查看备份设备scbk的属性.
7.
3.
6备份与恢复数据库*3.
删除备份设备1)格式sp_dropdevice['设备的逻辑名'][,'delfile']2)功能从SQLServer除去数据库设备或备份设备.
如果将物理备份设备文件指定为DELFILE,将会删除物理备份设备文件,否则只删除逻辑设备名.
返回0,表示成功删除,返回1表示删除失败.
不能在事务内部使用sp_dropdevice.
【例】sp_dropdevice'scdb'也可以使用ManagementStudio删除备份设备7.
3.
6备份与恢复数据库*4.
备份数据库1)格式BACKUPDATABASE数据库名[[,.
.
.
n]]TO[,.
.
.
n][WITH[[,]DIFFERENTIALEXPIREDATE=日期|RETAINDAYS=天数INIT|NOINITNAME=备份集名称RESTART][[,]STATS[=percentage]]]2)功能将指定数据库备份到指定备份设备.
备份设备可以是逻辑备份设备名或物理备份设备名.
使用ManagementStudio备份数据库7.
3.
6备份与恢复数据库*5.
数据库还原1.
还原数据库1)格式RESTOREDATABASE数据库名[FROM[,.
.
.
n]][WITHPARTIAL[FILE=备份文件号][[,]MOVE'逻辑文件名'TO'操作系统文件名'][,.
.
.
n][[,]{RECOVERY|NORECOVERY|STANDBY={撤消文件名}STATS[=percentageREPLACE]]2)功能还原数据库.
使用ManagementStudio恢复数据库7.
3.
6备份与恢复数据库*7.
3.
7分离和附加数据库1.
分离数据分离数据库是指将数据库从SQLServer实例中删除,但使数据库在其数据文件和事务日志文件中保持不变.
之后,就可以使用这些文件将数据库附加到任何SQLServer实例,包括分离该数据库的服务器.
【例】从SQLServer实例分离数据库.
方法一:使用ManagementStudio图形工具方法二:使用SQL命令sp_detach_dbstudent7.
3.
6备份与恢复数据库*2.
附加数据可以附加复制的或分离的SQLServer数据库.
在SQLServer2005中,数据库包含的全文文件随数据库一起附加.
【例】附加数据库student到SQLServer服务器中.
方法一:使用ManagementStudio方法二:使用SQL命令sp_attach_db'student','C:\ProgramFiles\MicrosoftSQLServer\MSSQL.
1\MSSQL\Data\student.
mdf'7.
3.
6备份与恢复数据库*小结1、DBS遭遇的故障2、基于日志的恢复7.
3DB的恢复*什么是数据库恢复其基本原理是什么登记日志文件是为什么必须先写日志文件,后写数据库本节结束7.
3DB的恢复作业*7.
4数据库的安全性7.
4数据库的安全性数据库的安全性——保护数据库以防止不合法的使用所造成的数据泄密、更改或破坏.
不是DBMS所特有的,所有计算机系统都有此问题.
为了保护DBMS,防止DB的破坏,可以设置各种安全措施:(1)环境级:对机房、设备加以保护.
(2)职员级:工作人员应遵守规章、不越权.
(3)操作系统级:防止未授权的用户从OS处访问DB.
(4)网络级:注意网络内部的安全.
(5)数据库系统级:检查用户身份,使用权限是否合法.
*身份验证模式Windows身份验证模式(Windows身份验证)混合模式(Windows身份验证和SQLServer2005身份验证)7.
4.
1数据库安全访问控制7.
4数据库的安全性*选中服务器,右击属性,在安全性选项卡上选中SQLServer和Windows7.
4.
1数据库的安全访问控制*2.
权限验证在SQLServer2005中,用户访问数据库需要下面的设置:1)在服务器上建立服务器登录帐户.
2)在数据库中创建帐户、角色、设置访问许可.
3)设置语句和对象许可.
7.
4.
1数据库的安全访问控制*格式一sp_grantlogin[@loginame=]'域\用户'功能(1)将Windows用户或组帐户添加到SQLServer2005中,以便使用Windows身份验证连接到SQLServer2005.
(2)"域\用户"是要添加的Windows用户或组的名称.
格式二:在ManagementStudio中7.
4.
2安全登录帐户管理1.
建立Windows登录帐户7.
4数据库的安全性*2.
取消Windows登录帐户格式一:sp_revokelogin[@loginame=]'域\用户'功能:在SQLServer2005中删除Windows用户或组的登录帐号.
存储过程sp_revokelogin返回值为0表示成功删除,返回值为1表示删除失败.
格式二:使用ManagementStudio.
7.
4.
2安全登录账户管理*1)格式sp_addlogin[@loginame=]'域\用户'[,[@passwd=]'登录密码'][,[@defdb=]'数据库名']2)功能(1)创建SQLServer2005登录帐号,使用户可以使用SQLServer2005身份验证连接SQLServer2005.
(2)存储过程sp_addlogin执行后,登录密码被加密并存储在系统表中.
数据库名为默认连接到的数据库.
3.
创建SQLServer2005登录帐户7.
4.
2安全登录账户管理*【例】为用户"S09001"创建一个SQLServer2005登录帐户,密码为"123456".
方法一:使用SQL语句EXECsp_addlogin'S09001','123456'方法二:使用ManagementStudio创建帐户.
7.
4.
2安全登录账户管理*7.
4.
2安全登录账户管理*【例】创建没有密码和默认数据库的登录帐号user1,密码为NULL,默认数据库master.
SQL语句如下:EXECsp_addlogin's09003'7.
4.
2安全登录账户管理*1)格式sp_droplogin[@loginame=]'域\用户'2)功能(1)使用sp_droplogin可删除指定的用sp_addlogin添加的SQLServer2005登录帐户.
(2)不能删除记录在任何数据库中的用户登录帐户.
必须首先使用sp_dropuser删除该用户.
此外,不能删除系统管理员(sa)登录帐户,不能删除当前正在使用并且被连接到SQLServer2005的登录.
4.
删除SQLServer2005登录帐户7.
4.
2安全登录账户管理*【例】方法一:使用SQL语句EXECsp_droplogin's09001'方法二:使用ManagementStudio创建帐户7.
4.
2安全登录账户管理*5、查看用户1)格式sp_helplogins[[@loginamepattern=]'域\用户'2)功能查看指定用户是否具有连接SQLServer2005的权限,及访问数据库的权限.
【例】查询"s09001"帐户信息EXECsp_helplogins's09001'7.
4.
2安全登录账户管理*登录名能登录SQLServer,但不能打开数据库student.
应该在数据库student的安全性—用户—新建用户.
然后登录.
但不能对表操作.
还要对用户授权.
7.
4.
2安全登录账户管理*1、权限概述权限有三种类型(1)GRANT:授予用户有访问权限(2)REVOKE:撤消已经授予、或撤消已经拒绝的权限(3)DENY:拒绝用户有访问权限7.
4.
3权限用户使用DB的方式称为权限.
7.
4数据库的安全性*2.
SQL中的安全机制1)用户授权格式:GRANT[,…][ON]TO[,]…[WITHGRANTOPTION]例:把查询S表的权限授给s09001.
GRANTSELECTONTABLESTO"s09001"例:把查询S表的权限授给所有用户.
GRANTSELECTONTABLESTOPUBLIC例:把插入SC表的权限授给s09002,并允许U3授给其他用户.
GRANTINSERTONTABLESTO"s09002"WITHGRANTOPTION7.
4.
3权限*2)用户撤权格式:REVOKE[,…][ON]FROM[,]…例1:收回s09001查询S表的权限.
REVOKESELECTONTABLESFROM's09001'例2:收回所有用户查询S表的权限.
REVOKESELECTONTABLESFROMPUBLIC例3:收回s09002插入SC表的权限.
REVOKEINSERTONTABLESFROMs09002这时,如果U3又把该权限授给其他用户,则其他用户的这个权限也被收回.
7.
4.
3权限*7.
4.
4数据库角色管理角色可以把各个用户汇集成一个单元,以便进行权限的管理.
对于一个角色授予、拒绝或废除权限,该角色的任何成员的权限也被授权、拒绝或废除.
固定角色1.
固定服务器角色2.
固定数据库角色7.
4数据库的安全性*7.
4.
4数据库角色管理*7.
4.
4数据库角色管理*1.
创建数据库角色1)格式sp_addrole[@rolename=]'新角色的名称'[,[@ownername=]'新角色的所有者']2)功能(1)在当前数据库创建新的SQLServer2005角色,新角色的所有者必须是当前数据库中的某个用户或角色.
(2)可以使用sp_addrolemember添加安全帐户为该角色的成员.
当使用GRANT、DENY或REVOKE语句将权限应用于角色时,角色的成员将继承这些权限,就好像将权限直接应用于其帐户一样7.
4.
4数据库角色管理*2.
创建应用程序角色1)格式sp_addapprole[@rolename=]'新角色的名称'[,'密码']2)功能(1)在当前数据库中,创建一个应用程序角色,'密码'为激活口令.
(2)可以使用sp_setapprole激活应用程序角色,可以使用sp_dropapprole删除应用程序角色,7.
4.
4数据库角色管理*1.
为数据库角色添加成员1)格式sp_addrolemember[@rolename=]'角色名称'[,[@membername=]'安全帐户']2)功能(1)将指定安全帐户添加为当前数据库角色的成员.
(2)添加到角色的新安全帐户将继承所有应用到角色的权限.
(3)可以使角色成为另一个角色的成员时,不能创建循环角色.
(4)无法创建新的固定服务器角色.
只能在数据库级别上创建角色7.
4.
4数据库角色管理*2.
为固定服务器角色添加成员1)格式sp_addsrvrolemember[@loginame=]'域\用户',[@rolename=]'角色名称'2)功能(1)添加固定服务器角色的成员.
固定服务器角色如表12.
1所列.
(2)[@loginame=]'域\用户'指定添加到固定服务器角色的登录名称.
(3)不能更改sa登录的角色成员资格.
7.
4.
4数据库角色管理*3.
删除固定服务器角色成员1)格式sp_dropsrvrolemember[@loginame=]'域\用户',[@rolename=]'角色名称'2)功能(1)从固定服务器角色中删除成员.
(2)[@loginame=]'域\用户'指定将要从固定服务器角色删除的登录的名称.
7.
4.
4数据库角色管理*4.
删除数据库角色成员1).
格式sp_droprolemember[@rolename=]'角色名称'membername=]'用户安全帐户'2).
功能从当前数据库中的SQLServer2005角色中删除安全帐户.
7.
4.
4数据库角色管理*5.
自定义数据库角色1)格式sp_addrole[@rolename=]'角色名称'2)功能(1)向当前数据库添加指定的自定义数据库角色.
(2)数据库角色的名称不能包含反斜杠(\)、不能为NULL或空字符串('').
【例】向数据库中添加名为教师的自定义数据库角色.
EXECsp_addrole'教师'7.
4.
4数据库角色管理*6、删除自定义数据库角色1)格式sp_droprole[@rolename=]'角色名称'2)功能(1)从当前数据库删除指定的SQLServer2005角色.
(2)不能删除仍然带有成员的角色.
在删除角色之前,首先必须从该角色删除其所有的成员.
不能删除固定角色及public角色.
【例】删除SQLServer2005角色教师.
EXECsp_droprole'教师'7.
4.
4数据库角色管理*7.
查询角色信息1)格式sp_helprole'角色名称'sp_helprolemember'角色名称'2)功能(1)sp_helprole列出角色的名称、识别码(2)sp_helprolemember列出该角色所有成员及各成员的对象识别码.
【例】列出SQLServer2005角色"教师"的所有成员及各成员的对象识别码.
EXECsp_helprolemember'教师'7.
4.
4数据库角色管理*小结1、安全性2、权限7.
4数据库的安全性*作业P1481、8本节结束7.
4数据库的安全性*7.
5数据库的完整性7.
5.
1数据库的完整性1、数据库的完整性—数据的正确性、相容性.
不正确的表现有:(1)数据本身就是错误.
(2)数据正确,由于操作或程序错误.
(3)系统故障,使数据出错.
—恢复机制(4)事务的并发执行,使数据出错.
-并发控制机制(5)人为破坏.
—安全性机制7.
5数据库的完整性*7.
5.
2数据库的完整性规则1.
实体完整性2.
参照完整性3.
用户自定义完整性7.
5数据库的完整性*7.
5.
3SQL中的完整性约束SQL的完整性约束在CREATE和触发器中实现.
1、主键约束PRIMARYKEY([,…])2、外键约束FOREIGNKEY([,…])REFRENCES基本表([,…])格式:格式:3、自定义NOTNULLUNIQUE类型长度CHECK….
7.
5数据库的完整性*例:建立学生、课程、选课表7.
5.
3SQL中的完整性约束CREATETABLES(SNOCHAE(4)NOTNULLUNIQUE,SNAMECHAR(8),SSEXCHAR(2),SAGEINT,PRIMARYKEY(SNO))CREATETABLEC(CNOCHAE(4)NOTNULLUNIQUE,CNAMECHAR(8),PRIMARYKEY(CNO))*7.
5.
3SQL中的完整性约束CREATETABLESC(SNOCHAE(4)NOTNULL,CNOCHAR(4)NOTNULL,GRADEINT,PRIMARYKEY(SNO,CNO),FOREIGNKEY(SNO)REFRENCESS(SNO),FOREIGNKEY(CNO)REFRENCESC(CNO),CHECK(GRADEISNULL)OR(GRADEBETWEEN0AND100))*7.
5.
4触发器SQLServer提供了两种主要机制来强制实施数据库的完整性:约束和触发器.
触发器可以实现比check约束更为复杂的完整性约束.
触发器:是一种特殊的存储过程,它也定义了一组Transact-SQL语句,用于完成某项任务.
在用户试图更新触发器保护的数据时自动执行.

触发器7.
5.
4*触发器的主要作用是能实现复杂的完整性控制.
主要功能有:1.
强化约束:触发器能实现比check子句更为复杂的约束;2.
保证参照完整性:能够实现主键和外键所不能保证的参照完整性和数据一致性.
3.
级联运行:触发器可以侦测数据库内的操作,并自动级联相关的整个数据库对象的各项内容.
比如一张表的触发器可以涉及多张表的操作.

触发器7.
5.
4*4.
跟踪变化:触发器可以侦测数据库内的操作,从而阻止未经许可的更新操作和访问;5.
调用存储过程:为了实现数据库更新,触发器可以调用一个或多个存储过程.
创建触发器时需指定:名称在其上定义触发器的表触发器将何时激发激活触发器的数据修改语句触发器7.
5.
4*(1)总是与一个表相连.
触发器是在单个表或视图上定义,这个表称为触发器表.
每个表上可以建若干触发器.
(2)是自动激活的.
当对一个表中数据执行插入、删除、修改操作时,如果对该表上这个操作定义了触发器,则该触发器自动执行,这是不可阻挡的.
(3)不能直接调用与标准的存储过程不同,触发器不能直接调用,也不能传递或接受参数.
(4)是一个事务触发器和激活它的语句作为一个事务处理,可以从触发器中的任何位置撤销.
触发器可以包括ROLLBACKTRANSACTION语句,激活触发器的语句可以看成隐含事务的开始.
触发器7.
5.
4*1、创建触发器1.
语法格式CREATETRIGGER触发器名ON表--给定建立触发器的表[WITHENCRYPTION]--加密存储触发器定义FOR|AFTER|INSTEADOF–触发时间[INSERT][,][DELETE][,][UPDATE]-触发事件AS触发器要完成的操作--触发后的动作触发器7.
5.
4*说明:AFTER:指定触发器只有在触发SQL语句中指定的所有操作都已成功执行后才激发.
INSTEADOF:指定执行触发器而不是执行"触发SQL语句",从而替代"触发语句"的操作.
对于表或视图,每个INSERT、UPDATE或DELETE语句最多可定义一个INSTEADOF触发器.
WITHENCRYPTION:加密存储触发器存放在syscomments中的文本.
触发器7.
5.
4*注意:创建触发器的权限默认为表的所有者,且不能将该权限转让给其它用户.
不能在临时表上创建触发器,但在触发器中可引用临时表.
触发器允许嵌套.
最大嵌套数32.
触发器中不允许有下列语句:ALTERDATABASE,CREATEDATABASE,DISKINIT,DISKRESIZE,DROPDATABASE,LOADDATABASE等等.
触发器7.
5.
4*deleted和inserted表:当用户对触发器表执行更新操作时,SQLServer自行为每个触发器创建和管理这两个表.
它们是逻辑表,存放在内存中,用户不能直接对这两个表进行修改.
这两个表的结构与触发器表的结构相同.
触发工作完成后,与触发器相关的这两个表将被删除.