上海交通大学高级数据库课件陆朝俊ed6ch14

1、15.2n事务事务是构成逻辑工作单元的操作集合,它访问并可能更新数据库.l在程序中界定如下,程序的执行即引起事务.begin transaction.end transactionn最高目标是保持数据库一致性.但有两个问题可能破坏一致性:l各种故障, 如硬件故障和系统崩溃l多个事务的并发执行15.3n原子性原子性(Atomicity):事务中的步骤必须作为单一的不可分割的单元执行,即要么完全执行,要么根本不执行.l但在现实的执行过程中可能因各种故障而失败.这时如何确保原子性?n一致性一致性(Consistency):在单独执行时应保持数据库一致性.l从一致的DB状态开始执行,结束时必须保证DB

2、仍然处于一致的状态.l但在事务执行过程中,DB可能暂时处于不一致状态.n隔离性隔离性(Isolation):操作不应被并发执行的其他事务干扰.l但在现实的执行过程中存在并发,事务的各个操作可能被分隔开.l可能影响系统性能,因此可放宽隔离程度.n耐久性耐久性(Durability):事务成功结束后,它对数据库所做的更新将不再受故障的影响.15.4n真实事务的操作是各种SQL语句或宿主语言语句.n简单事务模型l只考虑单值数据,用变量名表示.l只考虑数据在主存和磁盘之间的移动:read和write操作.4read(X):将数据X从DB读入事务主存缓冲区中的变量X4write(X):将变量X的值从事务

3、主存缓冲区写回DB4暂时忽略插入删除等操作l只考虑算术操作n数据的更新是在主存中进行的,最大的问题是更新后的数据是否已经写入磁盘上的DB.l不一定在更新后立即存盘!l目前假设write是立即更新DB的.15.5n从账户A 转 $50到账户B :T: read(A)A := A 50write(A)read(B)B := B + 50write(B)n一致性:事务执行前后A与B之和保持不变.显然T满足此要求.l这是程序员的责任.n原子性:若在write(A)之后及write(B)之前发生故障,则DB处于不一致状态!l即使不发生故障,这样的不一致状态在执行过程中同样存在.l系统应确保这种不一致状态

4、在DB系统中是不可见的.l原子性要求要么不开始,要么完成.这就能保证不一致状态不可见.l这是恢复系统的责任.15.6n耐久性:一旦用户被告知事务已经完成($50转账已经发生),则系统必须保证即使再发生故障,这次转账的相关数据也不会丢失.l也是恢复系统的责任.n隔离性:若在write(A)与write(B)之间有另一事务读取并计算A+B,则会得到错误的总额.l并发执行的多个正确事务(都能确保原子性和一致性)仍然可能导致不一致的状态!l串行执行能避免这种情况.但性能差.l受控制的并发能解决问题.这是并发控制系统的责任.15.7n易失性易失性(Volatile)存储器存储器:l系统崩溃后不能幸存l例

5、如: 主存, 高速缓存n非易失性非易失性(Nonvolatile)存储器存储器:l可以在系统崩溃后幸存l例如: 磁盘, 磁带, 闪存, 非易失性RAM (电池供电) n稳定稳定(Stable)存储器存储器:l能够经受任何故障的存储器, 内容永不丢失.l理论上不存在,但可通过有关技术来无限逼近l原子性,耐久性都依赖于稳定存储器.15.8n活动的活动的(Active):初始状态;事务执行中.n失败失败(Failed):发现不能继续正常执行之后.n中止中止(Aborted):撤销事务对DB的所有改变(回滚),使DB恢复到事务开始前的状态.l这就保证了原子性l中止后系统可以选择重启或杀死该事务.n部分

6、提交部分提交(Partially committed):最后一条语句执行之后.l数据的改变可能仍在主存中l接着向稳定存储器写入足够的信息以确保耐久性.n提交提交(Committed):事务成功完成.l这个状态必须具有耐久性.l已提交的事务不能再中止.撤销其工作的唯一方法是编写并执行一个补偿事务.l中止和提交都是可以接受的事务结束状态.15.915.10n事务中可能执行可见的外部写操作,例如:l向屏幕写数据l发电子邮件lATM支付现金n这些操作的结果处于DB系统控制之外,是不可撤销的15.11n提高吞吐量和资源利用率lCPU活动和I/O活动可以并行进行(硬件支持).4从而增加单位时间内执行的事务

7、数目.4资源空闲时间减少n减少平均响应时间l长短事务如果串行执行,短事务可能要等很长时间l并发执行可以使排在后面的短事务提前执行并早早结束.而排在前面的长事务所增加的时间则可忽略.15.12n并发可能违背隔离性的要求,导致若干正确的事务在全局上不一致.n必须控制事务之间的交互,以防止它们破坏数据库的一致性.15.13n调度调度 并发事务的指令按时间顺序执行形成的指令序列l一组事务的一个调度:4必须包括所有事务的所有指令4必须保持各个事务内的指令顺序15.14nT1 从A 转账$50到B, T2 从A 转账余额的10%到B.n下面是一个串行调度, 先T1 后T2 :15.15 另一串行调度, 先

8、T2 后T115.16n下列调度不是串行调度, 但与调度1等价等价.在调度1, 2, 3中, 总和A + B都被保持不变15.17n下面的并发调度没有保持(A + B )的值.15.18n基本假设基本假设 每个事务都保持数据库的一致性.故一组事务的串行执行也保持数据库的一致性.n一个(并发)调度是可串行化可串行化的, 如果它与一个串行调度等价.n不同形式的调度等价定义(冲突等价和观察等价)导致不同的可串行化概念:l冲突可串行化l观察可串行化n接下去的讨论中只考虑read和write操作,从而调度只包含 read与write指令.15.19n事务Ti 和Tj的指令li 和lj 冲突冲突当且仅当l

9、i和lj存取同一数据项Q,且两者中至少有一条write(Q)指令.1. li = read(Q), lj = read(Q). li 与 lj 不冲突.2. li = read(Q), lj = write(Q). 冲突.3. li = write(Q), lj = read(Q). 冲突4. li = write(Q), lj = write(Q). 冲突n冲突指令li 与lj 之间的(逻辑)时间顺序不得颠倒.因为颠倒之后产生的执行结果是不同的. n如果 li 与 lj 在一个调度中是相继的且不冲突, 则即使交换其顺序也能保持相同结果.15.20n若调度S 通过一系列非冲突指令的交换,转换成

10、调度S, 则称S与S冲突等价冲突等价.n若调度S 与一个串行调度冲突等价, 则称S是冲突可串行化的冲突可串行化的15.21n通过一系列交换非冲突指令, 调度3 可转换成调度6(串行调度). l因此调度3是冲突可串行化的.调度3调度 615.22n调度7:不是冲突可串行化的l无法通过交换指令而得到串行调度或.15.23n考虑事务集合T1, T2, ., Tn的某个调度n优先图优先图l顶点是事务名;l如果事务Ti 和Tj 冲突,且Ti 较早存取发生冲突的数据项,就从Ti 到Tj 画一条边.n可以在边上以存取的数据项作为标签.xy15.24T1 T2 T3 T4 T5read(X)read(Y)re

11、ad(Z)read(V)read(W)read(W)read(Y)write(Y)write(Z)read(U)read(Y)write(Y)read(Z)write(Z)read(U)write(U)T3T4T1T215.25n调度是冲突可串行化的当且仅当它的优先图没有圈.l存在时间复杂度为n2 阶的圈检测算法, 这里n 是图中顶点个数. n如果优先图是无圈的, 则调度的串行化序可通过拓扑排序而得到. l与优先图的偏序相容的一个线性序.l例如优先图(a)的一个串行化序是Ti Tj Tk Tm15.26n可恢复调度可恢复调度:若事务Tj 读事务Ti 先前写过的数据项, 则Ti先于Tj 提交.n

12、下列调度9不是可恢复的(假设T9 在读操作后提交)n如果T8 夭折, T9 则读了一个数据库的不一致状态(并可能将结果显示给了用户). 15.27n级联回滚级联回滚:单个事务失败导致一系列事务回滚.l考虑下列调度, 其中没有事务已提交 (因此该调度是可恢复的)若T10 失败, T11 和T12 也必须回滚.n导致大量工作的取消15.28n无级联回滚调度无级联回滚调度:不会发生级联回滚.n对每一对事务Ti 与Tj , 若Tj 读取Ti 先前写过的数据项, 则Ti 的提交操作必须出现在Tj 的读操作之前.n每个无级联回滚调度也是可恢复的调度.15.29n某些应用更乐意处于弱一致性级别, 即允许不是可串行化的调度l例如一个希望得到所有帐户近似的总余额的只读事务l例如用于查询优化的数据库统计信息的计算可以是近似的(为什么?)l这样的事务不需要相对于其他事务是可串行化的n精确性与性能的折中15.30nserializable 缺省级别nrepeatable read 只能读已提交记录, 并且对同一记录的重复读必须返回相同值(即其间不允许其他事务更新该记录).