故障恢复与事务处理
事务
数据库操作序列
程序与事务：事务是程序的执行。
事务性质：ACID
原子性：全部执行。
一致性：数据库状态由 一致性状态 --> 一致性状态
隔离性：事务之间不可干扰。
持续性：事务提交，则永久改变。
PS：Git的工作区原理类似。
事务可能面临的问题
(1). 多个事务并发执行。
(2). 各类原因。
故障恢复
故障类型
(1). 事务故障。
(2). 系统故障。
故障恢复方法
(1). 数据转储
(2). 登记 (建立) 日志文件
事务的并发控制
问题(1) 的解决。
破坏一致性、隔离性：更新丢失、不可重读、脏读
封锁
封锁：事务T在对某个数据对象操作前，对系统发出请求，加锁。在事务释放锁以前，其他事务不允许更新此数据对象。
锁的类型
X锁（写锁）：其他事务不可读，不可修改。（其他事务不可加任何锁）
S锁（读锁）：其他事务可读，不可修改（不可加X锁）。（其他事务可以加S锁）
活锁与死锁
活锁：许多事务申请锁，T2、T3、T4。T1转给T3...
T2一直处于等待。
方法：先来先处理。
死锁：T1封锁R1，T2封锁R2。T1请求R2，T2请求R1。
方法：(1). 一次加锁法（所有要使用的数据）。(2). 顺序封锁法。
特点：与操作系统不同。诊断死锁，解除死锁。
死锁的诊断
(1). 超时法。(2). 等待图法（事务为节点，等待关系为边）。
死锁的解除
处理代价最小的事务，将其撤销，释放此事务持有的所有锁。
并发调度
调度：事务的执行次序
事务的执行方式：(1). 串行。(2). 并行。(3). 可串行化调度（并行等价于串行）
保证并发调度正确性的方法
(1) 两段锁 (Two-Phase Locking, 简称2PL) 协议
分两个阶段对数据项加锁和解锁
PS：数据可以是部分数据。依旧可能造成死锁。
说明：并行执行的所有事务均遵守两段锁协议，则对事务的所有并行调度策略都是可串行化的。
补充：两段锁协议是充分条件，不是必要条件。
(2) 时间戳协议
时间戳：事务进入系统的时间。
使用概念：
·系统时钟。 ·逻辑计数器。
·W-时间戳。成功执行W(Q)的最大时间戳****·R-时间戳。成功执行R(Q)的最大时间戳
(a) 读（当事务发出读的请求）
TS(Ti) < W-timeStamp(Q) 回滚。说明数据已经被更新了（我想要Ti时间的数据，但是这段时间被修改了)
TS(Ti) >= W-timeStamp(Q) 执行。R(Q) = max{ R(Q), TS(Ti) }（这段时间没被修改）
(b) 写（当事务发出写的请求）
TS (Ti) < R-timeStamp(Q) 回滚（解释：在TS(Ti) ~ R(Q) 间可能对数据造成更改）
PS：假设此时不回滚，意味着W会进行更新，显然不满足读的R(Q)条件
TS (Ti) < W-timeStamp(Q) 回滚（解释：写入值已经过时了）
PS:我写的值太迟了
否则：TS (Ti) >= W-timeStamp(Q) 执行。W-timeStamp(Q) = max{ TS (Ti), W-timeStamp(Q) }
封锁的粒度
封锁粒度：封锁对象的大小
封锁对象：属性、元组、关系、数据库
多粒度封锁
封锁原则
(1). 需要处理大量元组的事务以关系为封锁粒度
(2). 需要处理多个关系的大量元组的事务以数据库为封锁粒度
(2). 处理少量元组的事务以元组为封锁粒度
多粒度树
四级多粒度树：数据库。关系。元组。列。
多粒度树封锁协议
特点：可对多粒度树中每一个节点独立加锁。
多粒度树封锁方式
显式封锁：直接加在数据对象上的锁。
隐式封锁：上级结点加锁而导致的锁
意向锁
封锁冲突检查：(1) 与显式封锁冲突。(2) 显式与隐式冲突。
问题：检查效率低。解决方法：引进意向锁。
意向锁加锁原则
该结点的下层结点正在被加锁。对任一结点加锁时，对上层结点加意向锁。
封锁冲突检查对象：上层结点，本结点。
意向锁的种类
(1). 意向共享锁(IS锁)
数据A加S锁。向上加IS锁。
(2). 意向排他锁(IX锁)
数据A加X锁。向上加IX锁。
(3). 共享意向排他锁(SIX)
数据A加S锁，向上加SIX锁。
SIX锁的意义：如果一个会话的事务当前持有了某个表或者数据页的S锁，而它接下来又要去修改表中的某一个行。这种情况下，事务需要获取行上的X锁和表或数据页上的IX锁，但是SQL Server只允许一个会话在一个资源上获取一个锁。也就是说没有办法在已经获得表或者页级别的S锁之后又分配IX给它。为了解决这个问题，于是就出现了两者的结合体：S+IX=SIX。 同理，如果先持有IX，再去获取S，也会得到SIX。
补充：事务的隔离级别与三级锁
脏读：T1事务执行，T2事务执行。T1更新数据Data，但失败，回滚。在回滚前，T2读取更新后的数据Data。重点：回滚，操作失败的脏数据
不可重复读：T1读取数据后，T2执行更新操作，T1无法再现前一次读取结果。重点：T2执行成功，数据更新。a) 某事务两次读取数据得到值不同。b) 某事务两次读取数据，记录丢失。c) 某事物两次读取数据，记录增加。
幻读：不可重复读的后两种情况。
更新丢失：T1、T2读入同一数据并修改。T2提交的结果破坏了T1提交的结果。
a) T1事务撤销，覆盖T2事务。 b) T1事务成功，覆盖T2事务。
更新丢失
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。事务结束包括正常结束（COMMIT）和非正常结束（ROLLBACK）。 一级封锁协议可以防止丢失修改，并保证事务T是可恢复的。使用一级封锁协议可以解决丢失修改问题。在一级封锁协议中，如果仅仅是读数据不对其进行修改，是不需要加锁的，它不能保证可重复读和不读“脏”数据。 重点：X锁的作用
二级封锁协议：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，读完后方可释放S锁。 二级封锁协议除防止了丢失修改，还可以进一步防止读“脏”数据。但在二级封锁协议中，由于读完数据后即可释放S锁，所以它不能保证可重复读。 重点：S锁的作用
三级封锁协议：一级封锁协议加上事务T在读取数据R之前必须先对其加S锁，直到事务结束才释放。 三级封锁协议除防止了丢失修改和不读“脏”数据外，还进一步防止了不可重复读。重点：扩展S锁的范围为事务前后（原来是数据前后）
PS：封锁协议是手段，隔离级别是结果。图显示的结果是，达到该结果能够解决的问题。
参考资料：
《数据库系统概述》
SIX锁
