数据库保护
1. 概述在数据库系统运行时，DBMS要对数据库进行监控，以保证整个系统的正常运转，保证数据库中的数据安全可靠、正确有效，防止各种错误的产生，这就是对数据库的保护，有时也称为“数据控制”。这具体包括以下四个方面：
-数据库的恢复
-完整性控制（主键约束，外键约束，属性的值域约束）
-并发控制（琐机制）
-安全性控制（存储控制，审计，视图保护和日志监视）
2. 事务
事务在数据库里面是一个十分重要的概念。数据库系统运行的基本工作单位是事务。它相当于操作系统中的进程，一个事务由应用程序中的一组操作序列组成。
实际上，事务可以看作是一个原子，是一个不可分割的操作序列。事务中包括的所有操作要么都执行，要么都不执行。
事务通常以BEGIN TRANSACTION语句开始，它主要涉及两个语句。、
-事务提交语句COMMIT
-事务回滚语句ROLLBACK
事务的特性：
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。因此当数据库只包含成功事务提交的结果时，就说数据库处于一致性状态。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，系统将事务中对数据库的所有已完成的操作全部撤消，滚回到事务开始时的一致状态。
- 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。
数据库恢复：
尽管数据库系统中采取了各种保护措施来防止数据库的安全性和完整性被破坏，保证并发事务的正确执行，但是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仍是不可避免的，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，因此数据库管理系统（恢复子系统）必须具有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）的功能，这就是数据库的恢复。
故障的种类：
- 事务内部的故障
事务内部的故障有的是可以通过事务程序本身发现的（见下面转帐事务的例子），有的是非预期的，不能由事务程序处理的。
- 系统故障
系统故障是指造成系统停止运转的任何事件，使得系统要重新启动。例如，特定类型的硬件错误（CPU故障）、操作系统故障、DBMS代码错误、突然停电等等。这类故障影响正在运行的所有事务，但不破坏数据库。这时主存内容，尤其是数据库缓冲区（在内存）中的内容都被丢失，所有运行事务都非正常终止。发生系统故障时，一些尚未完成的事务的结果可能已送入物理数据库，有些已完成的事务可能有一部分甚至全部留在缓冲区，尚未写回到磁盘上的物理数据库中，从而造成数据库可能处于不正确的状态。为保证数据一致性，恢复子系统必须在系统重新启动时让所有非正常终止的事务回滚，强行撤消（UNDO）所有未完成事务。重做（Redo）所有已提交的事务，以将数据库真正恢复到一致状态。
- 介质故障
系统故障常称为软故障（Soft Crash），介质故障称为硬故障（Hard Crash）。硬故障指外存故障，如磁盘损坏、磁头碰撞，瞬时强磁场干扰等。这类故障将破坏数据库或部分数据库，并影响正在存取这部分数据的所有事务。这类故障比前两类故障发生的可能性小得多，但破坏性最大。
- 计算机病毒
计算机病毒是具有破坏性、可以自我复制的计算机程序。计算机病毒已成为计算机系统的主要威胁，自然也是数据库系统的主要威胁。因此数据库一旦被破坏仍要用恢复技术把数据库加以恢复。
恢复策略：
- 事务故障的恢复
事务故障是指事务在运行至正常终止点前被中止，这时恢复子系统应利用日志文件撤消（UNDO）此事务已对数据库进行的修改。事务故障的恢复是由系统自动完成的，对用户是透明的。系统的恢复步骤是：
⑴. 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。
⑵. 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。这样，如果记录中是插入操作，则相当于做删除操作（因此时“更新前的值”为空）。若记录中是删除操作，则做插入操作，若是修改操作，则相当于用修改前值代替修改后值。
⑶. 继续反向扫描日志文件，查找该事务的其他更新操作，并做同样处理。
⑷. 如此处理下去，直至读到此事务的开始标记，事务故障恢复就完成了。
- 系统故障的恢复
系统故障造成数据库不一致状态的原因有两个，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消故障发生时未完成的事务，重做已完成的事务。
系统故障的恢复是由系统在重新启动时自动完成的，不需要用户干预。
系统的恢复步骤是：
⑴. 正向扫描日志文件（即从头扫描日志文件），找出在故障发生前已经提交的事务（这些事务既有BEGIN TRANSACTION记录，也有COMMIT记录），将其事务标识记入重做（REDO）队列。同时找出故障发生时尚未完成的事务（这些事务只有BEGIN TRANSACTION记录，无相应的COMMIT记录），将其事务标识记入撤消(UNDO)队列。
⑵. 对撤消队列中的各个事务进行撤消(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”写入数据库。
⑶. 对重做队列中的各个事务进行重做(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”写入数据库。
- 介质故障的恢复
发生介质故障后，磁盘上的物理数据和日志文件被破坏，这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。具体地说就是：
⑴. 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），使数据库恢复到最近一次转储时的一致性状态。
对于动态转储的数据库副本，还须同时装入转储开始时刻的日志文件副本，利用恢复系统故障的方法（即REDO+UNDO），才能将数据库恢复到一致性状态。
⑵. 装入相应的日志文件副本（转储结束时刻的日志文件副本），重做已完成的事务。即：
首先扫描日志文件，找出故障发生时已提交的事务的标识，将其记入重做队列。
然后正向扫描日志文件，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。
这样就可以将数据库恢复至故障前某一时刻的一致状态了。
介质故障的恢复需要DBA介入。但DBA只需要重装最近转储的数据库副本和有关的各日志文件副本，然后执行系统提供的恢复命令即可，具体的恢复操作仍由DBMS完成。
3. 并发控制
在多用户共享系统中，许多事务可能同时对同一个数据进行操作，这时候就产生了并发控制的问题。DMBS的并发控制子系统负责协调并发事务的执行，保证数据库的完整性不受破坏，同时避免用户得到不正确的数据。
同时并发方式：在多处理系统中，每个处理机可以运行一个事务，多个处理机可以同时运行多个事务，实现多个事务真正的并行运行，这种并行方式称为同时并发方式。
并发控制机制是衡量一个数据库管理系统性能的重要标志之一。
数据库的并发操作通常可能带来以下的问题：
- 丢失更新问题
- 不一致分析问题（读过时的数据）
- 依赖于未提交更新问题（读“脏”数据）
处理并发控制的主要方法是采用封锁技术。封锁是实现并发控制的一个非常重要的技术。
封锁：所谓封锁就是事务T在对某个数据对象例如表、记录等操作之前，先向系统发出请求，对其加锁。加锁后事务T就对该数据对象有了一定的控制，在事务T释放它的锁之前，其它的事务不能更新此数据对象。
基本的封锁类型有两种:排它锁(Exclusive Locks，简记为X锁) 和共享锁(Share Locks，简记为S锁)。
排它锁：排它锁又称为写锁。若事务T对数据对象A加上X锁，则只允许T读取和修改A，其它任何事务都不能再对A加任何类型的锁，直到T释放A上的锁。这就保证了其它事务在T释放A上的锁之前不能再读取和修改A。
共享锁：共享锁又称为读锁。若事务T对数据对象A加上S锁，则事务T可以读A，但不能修改A，其它事务只能再对A加S锁，而不能加X锁，直到T释放A上的S锁。这就保证了其它事务可以读A，但在T释放A上的S锁之前不能对A做任何修改。有两种类型：
- 排他型封锁（X封锁）
- 共享型封锁（S封锁）
在运用X锁和S锁这两种基本封锁，对数据对象加锁时，还需要约定一些规则，例如应何时申请X锁或S锁、持锁时间、何时释放等。我们称这些规则为封锁协议（Locking Protocol）。对封锁方式规定不同的规则，就形成了各种不同的封锁协议。下面介绍三级封锁协议。对并发操作的不正确调度可能会带来丢失修改、不可重复读和读“脏”数据等不一致性问题，三级封锁协议分别在不同程度上解决了这一问题。为并发操作的正确调度提供一定的保证。不同级别的封锁协议达到的系统一致性级别是不同的。
一级封锁协议是：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）。
二级封锁协议是：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，读完后即可释放S锁。二级封锁协议除防止了丢失修改，还可进一步防止读“脏”数据
三级封锁协议是：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
和操作系统一样，封锁的方法可能引起活锁和死锁。
- 活锁
活锁：如果事务T1封锁了数据R，事务T2又请求封锁R，于是T2等待。T3也请求封锁R，当T1释放了R上的封锁之后系统首先批准了T3的请求，T2仍然等待。然后T4又请求封锁R，当T3释放了R上的封锁之后系统又批准了T4的请求，......，T2有可能永远等待，这就是活锁的情形
- 死锁
死锁：如果事务T1封锁了数据R1，T2封锁了数据R2，然后T1又请求封锁R2，因T2已封锁了R2，于是T1等待T2释放R2上的锁。接着T2又申请封锁R1，因T1已封锁了R1，T2也只能等待T1释放R1上的锁。这样就出现了T1在等待T2，而T2又在等待T1的局面，T1和T2两个事务永远不能结束，形成死锁。
(1) 死锁的预防
在数据库中，产生死锁的原因是两个或多个事务都已封锁了一些数据对象，然后又都请求对已被其他事务封锁的数据对象加锁，从而出现死等待。防止死锁的发生其实就是要破坏产生死锁的条件。预防死锁通常有两种方法：
- 一次封锁法 ： 一次封锁法要求每个事务必须一次将所有要使用的数据全部加锁，否则就不能继续执行。一次封锁法虽然可以有效地防止死锁的发生，但也存在问题，一次就将以后要用到的全部数据加锁，势必扩大了封锁的范围，从而降低了系统的并发度。
- 顺序封锁法：顺序封锁法是预先对数据对象规定一个封锁顺序，所有事务都按这个顺序实行封锁。顺序封锁法可以有效地防止死锁，但也同样存在问题。事务的封锁请求可以随着事务的执行而动态地决定，很难事先确定每一个事务要封锁哪些对象，因此也就很难按规定的顺序去施加封锁。
可见，在操作系统中广为采用的预防死锁的策略并不很适合数据库的特点，因此DBMS在解决死锁的问题上普遍采用的是诊断并解除死锁的方法。
(2) 死锁的诊断与解除
① 超时法
如果一个事务的等待时间超过了规定的时限，就认为发生了死锁。超时法实现简单，但其不足也很明显。一是有可能误判死锁，事务因为其他原因使等待时间超过时限，系统会误认为发生了死锁。二是时限若设置得太长，死锁发生后不能及时发现。
② 等待图法
事务等待图是一个有向图G=(T,U)。 T为结点的集合，每个结点表示正运行的事务；U为边的集合，每条边表示事务等待的情况。若T1等待T2 ,则T1、T2之间划一条有向边，从T1指向T2。事务等待图动态地反映了所有事务的等待情况。并发控制子系统周期性地（比如每隔1分钟）检测事务等待图，如果发现图中存在回路，则表示系统中出现了死锁。
DBMS的并发控制子系统一旦检测到系统中存在死锁，就要设法解除。通常采用的方法是选择一个处理死锁代价最小的事务，将其撤消，释放此事务持有的所有的锁，使其它事务得以继续运行下去。当然，对撤消的事务所执行的数据修改操作必须加以恢复。
如果一个事务运行过程中没有其他事务同时运行，也就是说它没有受到其他事务的干扰，那么就可以认为该事务的运行结果是正常的或者预想的。因此将所有事务串行起来的调度策略一定是正确的调度策略。虽然以不同的顺序串行执行事务可能会产生不同的结果，但由于不会将数据库置于不一致状态，所以都是正确的。
定义：多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与按某一次序串行地执行它们时的结果相同。我们称这种调度策略为可串行化（Serializable）的调度。
另外，在封锁技术方面，SQL提供事务的四种一致性级别，从高到低分别是：
- serializable（可串行化）
- repeatable read（可重复读）
- read committed（读提交数据）
- read uncommitted（可读未提交数据）
4. 数据库安全
数据库的安全性是指保护数据库以防止不合法的使用所造成的数据泄露、更改或破坏。
为降低进而消除对系统的安全攻击，尤其是弥补原有系统在安全保护方面的缺陷，在计算机安全技术方面逐步建立了一套可信标准。在目前各国所引用或制定的一系列安全标准中，最重要的当推1985年美国国防部（DoD）正式颁布的《DoD可信计算机系统评估标准》（Trusted Computer System Evaluation Criteria，简记为TCSEC)或DoD85）。
制定这个标准的目的主要有：
⑴提供一种标准，使用户可以对其计算机系统内敏感信息安全操作的可信程度做出评估。
⑵给计算机行业的制造商提供一种可循的指导规则，使其产品能够更好的满足敏感应用的安全需求。
TCSEC又称桔皮书，1991年4月美国NCSC（国家计算机安全中心）颁布了《可信计算机系统评估标准关于可信数据库系统的解释》（ Trusted Database Interpretation 简记为TDI，即紫皮书）。将TCSEC扩展到数据库管理系统。TDI中定义了数据库管理系统的设计与实现中需满足和用以进行安全性级别评估的标准。
在TCSEC中建立的安全级别之间具有一种偏序向下兼容的关系，即较高安全性级别提供的安全保护要包含较低级别的所有保护要求，同时提供更多或更完善的保护能力。
下面，我们简略地对各个等级作一介绍。
D级： D级是最低级别。保留D级的目的是为了将一切不符合更高标准的系统，统统归于D组。如DOS就是操作系统中安全标准为D的典型例子。它具有操作系统的基本功能，如文件系统，进程调度等等，但在安全性方面几乎没有什么专门的机制来保障。
C1级：只提供了非常初级的自主安全保护。能够实现对用户和数据的分离，进行自主存取控制（DAC），保护或限制用户权限的传播。现有的商业系统往往稍作改进即可满足要求。
C2级：实际是安全产品的最低档次，提供受控的存取保护，即将C1级的DAC进一步细化，以个人身份注册负责，并实施审计和资源隔离。很多商业产品已得到该级别的认证。达到C2级的产品在其名称中往往不突出“安全”(Security)这一特色，如操作系统中Microsoft的Windows NT 3.5，数字设备公司的Open VMS VAX 6.0和6.1。数据库产品有Oracle公司的Oracle 7，Sybase公司的 SQL Server 11.0.6 等。
B1级：标记安全保护。对系统的数据加以标记，并对标记的主体和客体实施强制存取控制（MAC）以及审计等安全机制。B1级能够较好地满足大型企业或一般政府部门对于数据的安全需求，这一级别的产品才认为是真正意义上的安全产品。满足此级别的产品前一般多冠以“安全”(Security)或“可信的”(Trusted)字样，作为区别于普通产品的安全产品出售。例如，操作系统方面，典型的有数字设备公司的SEVMS VAX Version 6.0，惠普公司的HP-UX BLS release 9.0.9+ 。数据库方面则有Oracle公司的Trusted Oracle 7，Sybase公司的Secure SQL Server version 11.0.6，Informix公司的Incorporated INFORMIX-OnLine / Secure 5.0等。
B2级：结构化保护。建立形式化的安全策略模型并对系统内的所有主体和客体实施DAC和MAC。
从互连网上的最新资料看，经过认证的、B2级以上的安全系统非常稀少。例如，符合B2标准的操作系统只有Trusted Information Systems公司的Trusted XENIX一种产品，符合B2标准的网络产品只有Cryptek Secure Communications公司的LLC VSLAN一种产品，而数据库方面则没有符合B2标准的产品。
B3级：安全域。该级的TCB必须满足访问监控器的要求，审计跟踪能力更强，并提供系统恢复过程。
A1级：验证设计，即提供B3级保护的同时给出系统的形式化设计说明和验证以确信各安全保护真正实现。
B2以上的系统标准更多地还处于理论研究阶段，产品化以至商品化的程度都不高，其应用也多限于一些特殊的部门如军队等。但美国正在大力发展安全产品，试图将目前仅限于少数领域应用的B2安全级别或更高安全级别下放到商业应用中来，并逐步成为新的商业标准。
可以看出，支持自主存取控制的DBMS大致属于C级，而支持强制存取控制的DBMS则可以达到B1级。当然，存取控制仅是安全性标准的一个重要方面（即安全策略方面）不是全部。为了使DBMS达到一定的安全级别，还需要在其它三个方面提供相应的支持。例如审计功能就是DBMS达到C2以上安全级别必不可少的一项指标。
随着计算机特别是计算机网络的发展，数据的共享日益加强，数据的安全保密越来越重要。DBMS是管理数据的核心，因而其自身必须具有一整套完整而有效的安全性机制。
《可信计算机系统评测标准》TCSEC/TDI是目前各国所引用或制定的一系列安全标准中最重要的一个。 TCSEC/TDI从安全策略、责任、保证和文档四个方面描述了安全性级别的指标。按照这些指标，目前许多大型DBMS 达到了C2级，其安全版本达到了B1。
实现数据库系统安全性的技术和方法有多种，最重要的是存取控制技术和审计技术。C2级的DBMS必须具有自主存取控制功能和初步的审计功能，B1的DBMS必须具有强制存取控制和增强的审计功能。自主存取控制功能一般是通过SQL 的GRANT语句和REVOKE语句来实现的。
页:
[1]