第7章事務(wù)管理-wenkub.com
2025-07-17 12:27 本頁(yè)面
【正文】 ? IS－ Intention share lock ? IX－ Intention exclusive lock ? SIX－ S＋ IX DB File Record Field S IS IS 加鎖原則： ? Locks are requested from root to leaves and released from leaves to root. record file DB (1) S IS IS (2) X IX IX (3) All read and some write SIX IX, IS 加鎖順序 對(duì)要寫(xiě)的 record加 X鎖 以強(qiáng)代弱 DB File Record Field ?例： 多級(jí)封鎖時(shí)的相容矩陣： 待加 已有 NL IS IX S SIX X NL Y Y Y Y Y Y IS Y Y Y Y Y N IX Y Y Y N N N S Y Y N Y N N SIX Y Y N N N N X Y N N N N N X SIX IX S IS NL 強(qiáng) 弱 排他性 加鎖時(shí)可以以強(qiáng) (排他性 )代弱，但不能以弱代強(qiáng)。 多粒度封鎖 Lock Granularities 多級(jí)封鎖：從減少 lock開(kāi)銷來(lái)講，封鎖單位越大越好；從提高事務(wù)運(yùn)行并發(fā)度來(lái)講，粒度越小越好。 活鎖：雖然其它事務(wù)都在有限長(zhǎng)的時(shí)間內(nèi)釋放了資源，但某事務(wù)就是無(wú)法得到想要的資源。 S= W3(y)R1(x)R2(y)W3(x)W2(x)W3(z)R4(z)W4(x) 并發(fā)控制的任務(wù)就是對(duì)并發(fā)執(zhí)行的事務(wù)加以控制，使之按某種可串行化的調(diào)度序列來(lái)執(zhí)行。將它們及其有關(guān)的邊從圖中移去并將這些頂點(diǎn)存入一個(gè)隊(duì)列。 前趨圖 有向圖 G=V,E V——頂點(diǎn)的集合，包含所有參與調(diào)度的事務(wù)。 ? 串行化也分為目標(biāo)可串行化和沖突可串行化。 沖突操作的執(zhí)行順序會(huì)影響執(zhí)行效果。可串行化調(diào)度與事務(wù)的某個(gè)串行執(zhí)行等價(jià)。 凡是通過(guò)調(diào)換 S中不沖突操作得到的新的調(diào)度，稱為 S的沖突等價(jià)調(diào)度 。 （ 注意：操作是調(diào)度的基本單位！ ） 設(shè) Write簡(jiǎn)寫(xiě)為 W， Read為 R， R和 W用其所屬事務(wù)號(hào)為下標(biāo)，上圖的調(diào)度可表示為： S=… R1(x)… W2(x)… R1(x)… 對(duì)同一事務(wù)集 ,可能有很多種調(diào)度。 例如，兩個(gè)事務(wù) T1和 T2， T1長(zhǎng)，先交付； T2短，稍后交付，如果串行執(zhí)行，則 T2必須等 T1， 響應(yīng)時(shí)間很長(zhǎng)。 DBMS T3T2T1 時(shí) 間 T1 T2 T3 (concurrent access)——DBMS可同時(shí)接納多個(gè)事務(wù)，事務(wù)可在時(shí)間上重疊執(zhí)行。 取 CP很影響系統(tǒng)的正常運(yùn)行，而只有在發(fā)生系統(tǒng)失 效時(shí)，才有其減少 redo工作量的效益。 這將導(dǎo)致什么結(jié)果？ 由于事務(wù)可以在提交前和提交后將數(shù)據(jù)的后像分別寫(xiě)入數(shù)據(jù)庫(kù)， 因而對(duì) CTL中的事務(wù)只能全部做 redo， 很費(fèi)時(shí)（可能 CTL中的很 多事務(wù)已經(jīng)完成將后像寫(xiě)入數(shù)據(jù)庫(kù)，但鑒別代價(jià)很大）。 恢復(fù)措施： ? 重新啟動(dòng) OS和 DBMS； ? 恢復(fù) DB致一致?tīng)顟B(tài)（對(duì)未提交的事務(wù)進(jìn)行 undo操作 對(duì)已提交的事務(wù)進(jìn)行 redo操作）。且事務(wù)失效 一定發(fā)生在事務(wù)提交前。 MM 終端 消息（ MSG） 確認(rèn)（ ACK） 失效的類型及恢復(fù)的對(duì)策 一種恢復(fù)方法通常只對(duì)某些類型的失效有用。 事務(wù)執(zhí)行時(shí)，將需要發(fā)送的消息轉(zhuǎn)給 MM,MM為每個(gè)事務(wù)建立一個(gè)消息隊(duì)列。 發(fā)送消息也是事務(wù)執(zhí)行結(jié)果的一部分，應(yīng)該遵循“要么不做，要么全做”的原則。 更新事務(wù)執(zhí)行時(shí)，應(yīng)遵守下兩條規(guī)則： 2 先記后寫(xiě)規(guī)則（ Log Ahead Rule） 如果后像在事務(wù)提交前寫(xiě)入數(shù)據(jù)庫(kù)，則必須把前像先寫(xiě)入 log。但運(yùn)行記錄仍可能很大。 undo滿足冪等性 : undo(undo(undo… undo(x)))=undo(x) 因此， undo失敗可以再 undo! 結(jié)構(gòu)與前像文件相仿，不過(guò)記的是后像。每個(gè)物理塊有個(gè)塊標(biāo)識(shí)符BID（ block identifier）。 ? 運(yùn)行記錄的結(jié)構(gòu)因 DBMS而異 ? Log基本內(nèi)容 （ active transaction listATL） 記錄所有正在執(zhí)行，尚未提交的事務(wù)的標(biāo)識(shí)符 (transaction identifierTID)。（ 兩盤(pán)同時(shí)故障的概率可以假設(shè)為零！ ） 磁盤(pán) 1 磁盤(pán) 2 控制器 1 控制器 2 CPU1 CPU2 鏡像磁盤(pán)系統(tǒng) 下面主要討論第二種恢 復(fù)技術(shù)。 此技術(shù)在分布式數(shù)據(jù)庫(kù)系統(tǒng)中應(yīng)用的較多。 對(duì)恢復(fù)而言，至少要區(qū)分一個(gè) 事務(wù)是否提交 ！ 實(shí)現(xiàn)方法 最近后備副本 運(yùn) 行 記 錄 失效 最近后備副本運(yùn) 行 記 錄 基于后備副本與運(yùn)行記錄的恢復(fù)如上圖所示，當(dāng)數(shù)據(jù)庫(kù)失效時(shí)，取出 最近后備副本 ，然后根據(jù) 運(yùn)行記錄 ，對(duì)未提交的事務(wù)用前像卷回 ——向后恢復(fù) (backward recovery)； 對(duì)已提交的事務(wù)，必要時(shí)用后像重做 ——向前恢復(fù) (forward recovery)。 （ 2）后像 (After Image,AI) 當(dāng)數(shù)據(jù)庫(kù)被一個(gè)事務(wù)更新時(shí)，所涉及的物理塊更新后的映像（ image） 稱為該事務(wù)的 后像（ AI） ， 后像也以物理塊為單位；有了后像，即便更新的數(shù)據(jù)丟失了，仍然可以使數(shù)據(jù)庫(kù)恢復(fù)到更新后的狀態(tài)，相當(dāng)于重做一次更新，對(duì)應(yīng)操作 redo(重做 ) 。 失效 取后備副本 取后備副本 取后備副本 更新丟失 更新丟失 取后備副本 取后備副本 ID ID ID ID 取后備副本 ID 失效
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