第8章数据库系统技术资料.ppt

注意：undo操作并不是将数据在物理上修改，而只是逻辑上的。 以Oracle为例，一个Delete操作的流程 删除(DELETE) 1.Oracle读Block到Buffer Cache(如果该Block在Buffer中不存在) 2.在redo log buffer中记录delete操作的细节 3.在相应回滚段段头的事务表中创建一个undo条目 4.把将要删除的记录创建前镜像,存放到Undo Block中 5.在Buffer Cache中的相应数据块上删除记录，并且标记相应的数据块为Dirty 提交(COMMIT) 1.Oracle产生一个SCN 2.在回滚段事务表中标记该事务状态为commited 3.LGWR Flush Log Buffer到日志文件 3.如果此时数据块仍然在Buffer Cache中，那么SCN将被记录到Block Header上，这被称为快速提交(fast commit) 4.如果dirty block已经被写回到磁盘，那么下一个访问这个block的进程将会自回滚段中获取该事务的状态，确认该事务被提交。然后这个进程获得提交SCN并写回到Block Header上。这被称为延迟块清除(delayed block cleanout)。 * * 可串行化 read(A); A := A - 50 write(A); T1 T2 T1 T2 read(B); B := B - 10 write(B); read(B); B := B + 50 write(B); read(A); A := A - 50 write(A); read(B); B := B + 50 write(B); A=950￥ B=2000￥ A=960￥ B=2000￥ A=960￥ B=2050￥ A=960￥ B=2040￥ A=960￥ B=2040￥ A=950￥ B=2050￥ read(A); A := A + 10 write(A); read(B); B := B - 10 write(B); read(A); A := A + 10 write(A); A=1000, B=2000 * 不可串行化 read(A); T1 T2 T1 T2 B := B - 10 write(B); A := A - 50 write(A); read(B); B := B + 50 write(B); read(A); A := A - 50 write(A); read(B); B := B + 50 write(B); A=960￥ B=2040￥ A=950￥ B=2050￥ read(A); A := A + 10 write(A); read(B); B := B - 10 write(B); read(A); A := A + 10 write(A); read(B); A=1010￥ B=2000￥ A=950￥ B=2050￥ A=950￥ B=1990￥ A=1000, B=2000 * 调度可串行化的测试 前趋图 有向图G=V,E V—顶点的集合，包含所有参与调度的事务。 E—边的集合，通过分析冲突操作来决定。如果下列条件之一成立，可在E中加边Ti→Tj： Ri(x)在Wj(x)之前 Wi(x)在Rj(x)之前 Wi(x)在Wj(x)之前 S= W3(y)R1(x)R2(y)W3(x)W2(x)W3(z)R4(z)W4(x) 最后，看构造好的前趋图中是否有环路，如果有，则该调度不可串行化；否则，可串行化。 T1 T2 T3 T4 前趋图 * 可串行化时，决定等价串行调度序列的算法： 由于无环路，必有入度为0的顶点。将它们及其有关的边从图中移去并将这些顶点存入一个队列。 对剩下的图作同样处理，不过移出的顶点要队列中已有顶点之后。 重复1，2直至所有顶点移入队列为止。 例对{T1,T2,T3,T4}的一个调度s S= W3(y)R1(x)R2(y)W3(x)W2(x)W3(z)R4(z)W4(x) 它是否可串行化？如可串行化找出其等价的串行执行序列。 * S= W3(y)R1(x)R2(y)W3(x)W2(x)W3(z)R4(z)W4(x) T1 T2 T3 T4 T2 T3 T4 队列:T1 T2 T4 队列:T1,T3 T4 队列:T1,T3,T2 等价串行序列：T1→T3→T2→T4 空 * 两段锁协议（续） 并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对这些事务的所有并行调度策略都是可串行化的。 所有遵守两段锁协议的事务，其并行执行的结果一定是正确的。 事务遵守两段锁协议是可串行化调度的充分条件，而不是必要条件。即可串行化的调度中，不一定所有事务都必须符合两段锁协议。 * 两段锁协议（续）