为什么要先写日志文件
刘耀文的大沙雕
钟意阿满
登记日志文件应遵循哪些原则，为什么
因为日志是用来恢复数据库的。
举例来说，如果先写数据库，后写日志，但是在刚好写了数据库而未写日志的时候崩溃了，那么根据日志恢复出来的数据库就少了一条记录（假设是插入操作）。但反过来的话，完全可以根据日志文件把这条数据恢复出来。
同样的原因，日志文件是不推荐和数据库存储在同一个硬盘的，因为一旦硬盘坏了就会一起死掉。当然，如果已经使用了带容错的RAID，甚至是盘柜之类的设备，那么可以放在一起没有太大问题。
抱起亚轩找小葵
数据库原理及应用试题
为保证数据库是可恢复的，登记日志文件时必须遵循两条原则：
1. 登记的次序严格按并发事务执行的时间次序。
2.
必须先写日志文件，后写数据库。
把对数据的修改写到数据库中和把写表示这个修改的日志记录写到日志文件中是两个不同的操作。有可能在这两个操作之间发生故障，即这两个写操作只完成了一个。如果先写了数据库修改，而在运行记录中没有登记下这个修改，则以后就无法恢复这个修改了。如果先写日志，但没有修改数据库，按日志文件恢复时只不过是多执行一次不必要的UNDO操作，并不会影响数据库的正确性。所以为了安全，一定要先写日志文件，即首先把日志记录写到日志文件中，然后写数据库的修改。这就是“先写日志文件”的原则。
大圣杰锅是
informix 逻辑日志与物理日志分配多大
1.B 2.C 3.B 4.C 5.D 6.C 7.C 8.D 9.C 10.A。
11.A 12.A 13.A --不太确定 14.B 15.C 16.A 17.B 18.A 19.D 20.C。
1.试述事务的概念及事务的四个特性。
答：
事务是用户定义的一个数据库操作序列，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。
事务具有四个特性：原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation）和持续性（Durability）。这个四个特性也简称为ACID特性。
原子性：事务是数据库的逻辑工作单位，事务中包括的诸操作要么都做，要么都不做。
一致性：事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。
隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰。即一个事务内部的操作及使用的数据对其他并发事务是隔离的，并发执行的各个事务之间不能互相干扰。
持续性：持续性也称永久性（Permanence），指一个事务一旦提交，它对数据库中数据的改变就应该是永久性的。接下来的其他操作或故障不应该对其执行结果有任何影响。
2.为什么事务非正常结束时会影响数据库数据的正确性，请列举一例说明之。
答：
事务执行的结果必须是使数据库从一个一致性状态变到另一个一致性状态。如果数据库系统运行中发生故障，有些事务尚未完成就被迫中断，这些未完成事务对数据库所做的修改有一部分已写入物理数据库，这时数据库就处于一种不正确的状态，或者说是不一致的状态。
例如某工厂的库存管理系统中，要把数量为Q的某种零件从仓库1移到仓库2存放。
则可以定义一个事务T，T包括两个操作；Q1=Q1-Q，Q2=Q2+Q。如果T非正常终止时只做了第一个操作，则数据库就处于不一致性状态，库存量无缘无故少了Q。
3.数据库中为什么要有恢复子系统？它的功能是什么？
答：
因为计算机系统中硬件的故障、软件的错误、操作员的失误以及恶意的破坏是不可避免的，这些故障轻则造成运行事务非正常中断，影响数据库中数据的正确性，重则破坏数据库，使数据库中全部或部分数据丢失，因此必须要有恢复子系统。
恢复子系统的功能是：把数据库从错误状态恢复到某一已知的正确状态（亦称为一致状态或完整状态）。
4．数据库运行中可能产生的故障有哪几类？哪些故障影响事务的正常执行？哪些故障破坏数据库数据？
答：数据库系统中可能发生各种各样的故障，大致可以分以下几类：
（1）事务内部的故障；
（2）系统故障；
（3）介质故障；
（4）计算机病毒。
事务故障、系统故障和介质故障影响事务的正常执行；介质故障和计算机病毒破坏数据。
库数据。
5．据库恢复的基本技术有哪些？
答：
数据转储和登录日志文件是数据库恢复的基本技术。
当系统运行过程中发生故障，利用转储的数据库后备副本和日志文件就可以将数据库恢复到故障前的某个一致性状态。
6. 数据库转储的意义是什么？ 试比较各种数据转储方法。
答：
数据转储是数据库恢复中采用的基本技术。所谓转储即DBA定期地将数据库复制到磁带或另一个磁盘上保存起来的过程。当数据库遭到破坏后可以将后备副本重新装入，将数据库恢复到转储时的状态。
静态转储：在系统中无运行事务时进行的转储操作。静态转储简单，但必须等待正运行的用户事务结束才能进行。同样，新的事务必须等待转储结束才能执行。显然，这会降低数据库的可用性。
动态转储：指转储期间允许对数据库进行存取或修改。动态转储可克服静态转储的缺点，它不用等待正在运行的用户事务结束，也不会影响新事务的运行。但是，转储结束时后援副本上的数据并不能保证正确有效。因为转储期间运行的事务可能修改了某些数据，使得后援副本上的数据不是数据库的一致版本。
为此，必须把转储期间各事务对数据库的修改活动登记下来，建立日志文件（log file）。这样，后援副本加上日志文件就能得到数据库某一时刻的正确状态。
转储还可以分为海量转储和增量转储两种方式。
海量转储是指每次转储全部数据库。增量转储则指每次只转储上一次转储后更新过的数据。从恢复角度看，使用海量转储得到的后备副本进行恢复一般说来更简单些。但如果数据库很大，事务处理又十分频繁，则增量转储方式更实用更有效。
7. 什么是日志文件？为什么要设立日志文件？
答：
（1）日志文件是用来记录事务对数据库的更新操作的文件。
（2）设立日志文件的目的是： 进行事务故障恢复；进行系统故障恢复；协助后备副本进行介质故障恢复。
8. 登记日志文件时为什么必须先写日志文件，后写数据库？
答：
把对数据的修改写到数据库中和把表示这个修改的日志记录写到日志文件中是两个不同的操作。有可能在这两个操作之间发生故障，即这两个写操作只完成了一个。
如果先写了数据库修改，而在运行记录中没有登记这个修改，则以后就无法恢复这个修改了。如果先写日志，但没有修改数据库，在恢复时只不过是多执行一次UNDO操作，并不会影响数据库的正确性。所以一定要先写日志文件，即首先把日志记录写到日志文件中，然后写数据库的修改。
9. 针对不同的故障，试给出恢复的策略和方法。（即如何进行事务故障的恢复？系统故障的恢复？介质故障恢复？）
答：
事务故障的恢复：
事务故障的恢复是由DBMS自动完成的，对用户是透明的。
DBMS执行恢复步骤是：
（1）反向扫描文件日志（即从最后向前扫描日志文件），查找该事务的更新操作。
（2）对该事务的更新操作执行逆操作。即将日志记录中“更新前的值”写入数据库。
（3）继续反向扫描日志文件，做同样处理。
（4）如此处理下去，直至读到此事务的开始标记，该事务故障的恢复就完成了。
答：
系统故障的恢复：
系统故障可能会造成数据库处于不一致状态：
一是未完成事务对数据库的更新可能已写入数据库；
二是已提交事务对数据库的更新可能还留在缓冲区，没来得及写入数据库。
因此恢复操作就是要撤销(UNDO)故障发生时未完成的事务，重做(REDO)已完成的事务。
系统的恢复步骤是：
（1）正向扫描日志文件，找出在故障发生前已经提交的事务队列（REDO队列）和未完成的事务队列（UNDO队列）。
（2）对撤销队列中的各个事务进行UNDO处理。
进行UNDO处理的方法是，反向扫描日志文件，对每个UNDO事务的更新操作执行逆操作，即将日志记录中“更新前的值”（Before Image）写入数据库。
（3）对重做队列中的各个事务进行REDO处理。
进行REDO处理的方法是：正向扫描日志文件，对每个REDO事务重新执行日志文件登记的操作。即将日志记录中“更新后的值”（After Image）写入数据库。
*解析：
在第（1）步中如何找出REDO队列和UNDO队列？请大家思考一下。
下面给出一个算法：
1） 建立两个事务队列:
· UNDO-LIST: 需要执行undo操作的事务集合；
· REDO-LIST: 需要执行redo操作的事务集合；
两个事务队列初始均为空。
2） 从日志文件头开始，正向扫描日志文件。
· 如有新开始（遇到Begin Transaction）的事务Ti，把Ti暂时放入UNDO-LIST队列；
· 如有提交的事务（遇到End Transaction）Tj，把Tj从UNDO-LIST队列移到REDO-LIST队列；
直到日志文件结束
答：
介质故障的恢复：
介质故障是最严重的一种故障。
恢复方法是重装数据库，然后重做已完成的事务。具体过程是：
（1）DBA装入最新的数据库后备副本（离故障发生时刻最近的转储副本），使数据库恢复到转储时的一致性状态。
（2）DBA装入转储结束时刻的日志文件副本。
（3）DBA启动系统恢复命令，由DBMS完成恢复功能，即重做已完成的事务。
*解析
1）我们假定采用的是静态转储，因此第（1）步装入数据库后备副本便可以了。
2）如果采用的是静动态转储，第（1）步装入数据库后备副本还不够，还需同时装入转储开始时刻的日志文件副本，经过处理后才能得到正确的数据库后备副本。
3）第（2）步重做已完成的事务的算法是：
a. 正向扫描日志文件，找出故障发生前已提交的事务的标识，将其记入重做队列。
b. 再一次正向扫描日志文件，对重做队列中的所有事务进行重做处理。即将日志记录中“更新后的值”写入数据库。
10. 具有检查点的恢复技术有什么优点？
答：
利用日志技术进行数据库恢复时，恢复子系统必须搜索日志，确定哪些事务需要REDO，哪些事务需要UNDO。一般来说，需要检查所有日志记录。这样做有两个问题：
一是搜索整个日志将耗费大量的时间。
二是很多需要REDO处理的事务实际上已经将它们的更新操作结果写到数据库中了，恢复子系统又重新执行了这些操作，浪费了大量时间。
检查点技术就是为了解决这些问题。
11. 试述使用检查点方法进行恢复的步骤。
答：
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记录。
② 由该检查点记录得到检查点建立时刻所有正在执行的事务清单ACTIVE-LIST。
这里建立两个事务队列:
· UNDO-LIST: 需要执行undo操作的事务集合；
· REDO-LIST: 需要执行redo操作的事务集合；
把ACTIVE-LIST暂时放入UNDO-LIST队列，REDO队列暂为空。
③ 从检查点开始正向扫描日志文件。
· 如有新开始的事务Ti，把Ti暂时放入UNDO-LIST队列；
· 如有提交的事务Tj，把Tj从UNDO-LIST队列移到REDO-LIST队列，直到日志文件结束；
④ 对UNDO-LIST中的每个事务执行UNDO操作, 对REDO-LIST中的每个事务执行REDO操作。
12. 什么是数据库镜像？它有什么用途？
答：
数据库镜像即根据DBA的要求，自动把整个数据库或者其中的部分关键数据复制到另一个磁盘上。每当主数据库更新时，DBMS自动把更新后的数据复制过去，即DBMS自动保证镜像数据与主数据的一致性。
数据库镜像的用途有：
一是用于数据库恢复。当出现介质故障时，可由镜像磁盘继续提供使用，同时DBMS自动利用镜像磁盘数据进行数据库的恢复，不需要关闭系统和重装数据库副本。
二是提高数据库的可用性。在没有出现故障时，当一个用户对某个数据加排它锁进行修改时，其他用户可以读镜像数据库上的数据，而不必等待该用户释放锁。
小韩在追星
事务与日志的问题
1．物理日志
物理日志的作用在于保持一批dbspace页的前映象。这些“前映象”代表了所有数据在物理上与逻辑上都保持一致的这样一个时刻。将物理日志中的前映象与逻辑日志中的逻辑日志记录结合起来，可以恢复数据库自上一次已知的一致点以来发生的所有事务。这样的已知的一致点称为检查点。在快速恢复过程中，第一步首先用到物理日志，将整个系统恢复在Online中最近一次检查点时所处的物理一致的状态。
1） 物理日志的存放地址。
当IDS初始化时，将会在rootdbs中创建物理日志。
当IDS处于静止方式时，用户可将物理日志从一个dbspace移到另一个dbspace中。用户这样做的目的是想尽量提高效率。
物理日志的位置由配置文件中的PHYSDBS参数指定。这个参数仅当用户决定将物理日志从 rootdbs中移到另一个dbspace中才必须被改变；否则，该参数在缺省情况下，仍包含着rootdbs的名称。
物理日志的大小由配置参数PHYSFILE指定，以kb为单位。用户可以修改物理日志文件的位置和大小。
2） 物理日志的内容。
物理日志是一组连续的磁盘页面，每一个都包含有一个特别的Online页的副本。物理日志中的页面可以是除了blobspace中blobpage以外的其它任何Online页面。甚至可对应于系统开销页，例如chunk空闲链页、blobspace空闲映象页、blobspace位图页等等，这些页也必须在其上的数据被修改并刷新到磁盘上之前被复制到物理日志中去。
Blobspace blobpage并不出现在物理日志中，这是因为blob采用与其它数据类型不同方法记录日志。
3） 物理日志前映象。
在某一次检查点后，某个页面第一次被修改时，该页的“前映象”将被写入共享内存中的物理日志缓冲区。在该被修改的页从共享内存刷新到磁盘上之前，该页的“前映象”应首先被刷新到磁盘上物理日志中。需要注意的是，仅当对页面的第一次修改才会导致往物理日志中写“前映象”。先写日志文件原则是为快速恢复所必需的。
4） 检查点操作逻辑地清空物理日志。
每次Online检查点操作以后，物理日志中逐渐被填上发生修改的“前映象”。当再一次检查点操作发生以后的瞬间，这时Online中的数据在物理上是一致的，这时也就再不需要原来的Online物理日志中的“前映象”了。（这对于继续执行的事务也同样适用。如果某一个这样的事务需要执行回滚操作，则执行回滚所需的信息都已包含在逻辑日志文件中了。）在检查点操作完成时，Online将逻辑上清空逻辑日志，Online仅仅重置物理日志中的指针，标明下一组“前映象”所存储的起始位置。Online 循环使用物理日志，不断地覆盖那些已过时的数据。
检查点操作是唯一可以清空物理日志的机制。如果物理日志75%的空间已被占用，则Online将启动一次检查点操作。
2．逻辑日志
逻辑日志文件的作用在于自上一次Online archive以来，对Online数据所发生的变化进行记录。Online把逻辑日志分成三个或更多个相互分离的磁盘空间，每磁盘空间称为一个逻辑日志文件。相应于每一个逻辑日志文件有一个唯一标识号。
1） 逻辑日志与快速恢复。
Online使用逻辑日志可以恢复自上一次已知的物理一致点以来发生的所有事务。这一已知的物理一致点在Online系统中称为检查点。快速恢复中，当Online使用物理日志将整个系统恢复到上一次检查点时所处的状态以后，Online将使用逻辑日志记录将整个系统恢复到最近一次逻辑日志记录时刻的逻辑一致性状态，这实际上是快速恢复的第二步骤。
2） 逻辑日志与数据恢复。
将逻辑日志文件的备份磁带与最近一次的Online的archive结合在一起，可以将Online系统重新恢复到最近一次逻辑日志记录时的状态。
3） 逻辑日志文件被循环使用。
Online通过标识一个逻辑日志文件为used（使用）状态来保护逻辑日志文件不被覆盖，直至该文件被备份到磁带上并且快速恢复已不再需要该逻辑日志文件时为止。当一个逻辑日志文件中的所有记录对应的事务都已完成时，快速恢复过程将不再需要该逻辑日志文件。如果上面所说的两个重要条件都已被满足，即逻辑日志文件已被备份到磁带上，并且快速恢复也已不再需要该逻辑日志文件，这时Online将该逻辑日志文件标记为free（空闲）状态，该文件也就可以被再次用以填如逻辑日志记录。
在 Online处理过程中，Online按数字顺序依次填充空闲的（即状态为free）的逻辑日志文件。当第一个逻辑日志文件变满时，Online接着开始填充下一个逻辑日志文件，如果下一次逻辑日志的状态为“used”而不是“free”，则正常的Online处理将被挂起。Online不能跳过该标记为“used”状态的逻辑日志文件而去填充别的空闲的日志文件。保证空闲的逻辑日志文件在Online处理过程中总可以被得到，这是Online管理员的职责。
Online至少需要三个逻辑日志文件以便循环使用逻辑日志文件，当一个逻辑日志文件在接收当前记录时，Online有可能正将另一个日志文件往磁带上备份，第三个日志文件是当前日志文件已满，而备份另一个日志文件的工作尚未完成时所需要的。（这个使用三个逻辑日志缓冲区的考虑是类似的）。
4） 逻辑日志文件：标识号与备份。
逻辑日志备份带以逻辑日志所包含的唯一数值标记。每当一个日志文件填满时，逻辑日志标识号就增加数值1。例如，如果一个Online系统包含三个逻辑日志文件，则相应的三个日志文件的标识号为1、2、3。当逻辑日志文件1第一次被释放以便循环使用时，它将变为逻辑日志文件4，第二次它又将变为逻辑日志文件7。
5） 逻辑日志文件的内容。
逻辑日志文件中包含下述五种类型的记录：
所有数据库的SQL定义语句。
检查点记录。
有关配置修改的记录。
对于那些创建时使用日志登录的数据库的SQL数据操纵语句。
有关某个数据库日志登录状态变化的记录。
即使没有一个数据库创建时使用了事务日志登录，在处理过程中，Online也会将前面三种类型的记录写入逻辑日志文件。逻辑日志记录可以跨越Online的整个页面，但它们却不能跨越逻辑日志文件。
6） 逻辑日志文件的配置。
当Online初始化时将会在rootdbs中创建逻辑日志文件。在Online处于静止方式以后，用户可以从rootdbs中删除一个或多个逻辑日志文件，也可以往另一个dbspace中增加一个或多个逻辑日志文件。用户有可能为了提高效率而这样做。
在Online磁盘空间初始化以后，用户就不能再修改逻辑日志文件的大小了。如果一逻辑日志文件被删除，则由该逻辑日志文件占据的空间将被释放掉，并被链入chunk空闲链页。
7） 大小与数目方面的限制。
Online管理员决定每一个逻辑日志文件的大小，以及分配给整个逻辑日志的磁盘空间的大小。每个逻辑日志文件至少要被分配到200K的磁盘空间。
逻辑日志文件的最小数目为3，最大数目则由一页上可容纳的逻辑日志描述字的数目所决定。对于一个2K大小的页，最大的日志文件数目为60。
8） 影响逻辑日志文件填充速度的因素。
下列四个因素会影响一个事务的大小与持续时间：
逻辑日志文件记录的大小。
事务打开时间的长度。
CPU与逻辑日志的活动级别（Actirity Level）
事务回滚的频率（Freqency）
逻辑日志记录的长度随处理操作与当前Online的环境而变化。一般来讲，数据行越长，逻辑日志记录也就越大。
不仅如此，其它一些因素还会影响单一事务的大小与操作时间。例如，一条Alter table语句将会为每一次往新修改了的表中的插入操作生成一条逻辑日志记录。数据行的大小与表的大小都将会影响生成的逻辑日志记录的数目与大小。然而在一些情况下，数据行大小是无关紧要的。例如，逻辑日志中的一条检查点记录将包含对应于所有检查点发生时刻仍处于打开状态的事务的项目。检查点记录的大小仅仅反映了当前的数据库活动的级别与类型，而不涉及到任何特定的行的大小。
事务的持续时间也是一个不能为用户所控制的主要的变化量。一个应用，也许并不需要过多的逻辑日志记录空间，但如果用户允许事务在很长时间内保持打开，这时就可能造成生成长事务错误。在保证不产生长事务错误的前提下，可用的逻辑日志空间越多，就有可能允许越长的事务保持打开状态。
CPU的能力可能影响Online服务器进程完成事务的能力。重复地往逻辑日志文件写，增加了每个服务器进程完成事务所需的CPU时间。逻辑日志操作的增加，可能还隐含着同时增加了对逻辑日志锁与latch的竞争。（也正是这个原因，用户才有可能需要将逻辑日志文件从rootdbs移到另一个不太活跃的dbspace中去）。
回滚的频率也影响着逻辑日志被填充的速率。尽管回滚记录很小，但回滚本身也需要逻辑日志文件空间。而且，回滚也增加对逻辑日志的操作。
小韩在追星
我给高分,求重邮试题
日志和数据的操作是由不同的进程进行处理的，是分别进行的。日志的写入和数据的写入都是先在内存缓冲区发生，然后由不同进程分别写入日志文件和数据文件。不过一般来说，日志的写入会更频繁一些，通常只要提交事务就会产生日志缓冲区到日志文件的写入。以Oracle为例，日志文件的写入时机包括以下四种情况：
1 提交事务时
2 日志缓冲区填满三分之一时
3 每3秒
4 数据写入之前
所以它们并没有确切的先后顺序。有时事务已经提交了（日志文件已写入），但是事务修改的数据仍然在数据缓冲区，没有写入数据文件。但这不影响数据的一致性，如果数据库这时损坏，系统会自动通过日志前滚来恢复数据。有时事务还没有提交（尤其是时间很长的那种事务），但是到了数据写入进程运行的时机了，这时数据缓冲区内修改过的数据内容（称为脏缓冲区）会被写入到数据文件中。