分布式数据库.docx

1、分布式数据库分布式数据库系统2011-20121. 分布式数据库和集中式数据库的差别主要有哪些？数据分片的正确性判据是什么？答：1） 分布式数据库和集中式数据库的差别主要表现在以下几个方面：在物理分布性方面：分布式数据库中的数据不是存储在一个站点上，而是分散存储在由计算机网络联结起来的多个站点上，这是与集中式数据库的最大差别之一。在逻辑整体性方面：分布式数据库中的数据逻辑上是互相联系，可以和分散在计算机网络不同结点上的数据库或文件的集合相区别，故有全局数据库（逻辑）和局部数据库（物理）的概念。在站点自治性方面：分布式数据库各站点上的数据由本地的DBMS管理，完成本站点的应用。集中式数据库虽然也

2、可以把数据分散在不同的数据库中，但数据分布与应用程序没有直接联系。在数据独立性方面：在集中式数据库中，数据独立性指数据的逻辑独立性与物理独立性。在分布式数据库中，还增加了数据分布独立性，亦称分布透明性。在控制结构方面：在集中式数据库中，对共享数据库的控制是集中的，并设有DBA负责监督和维护系统的正常运行在分布式数据库中，数据的共享有两个层次，局部共享和全局共享。在数据冗余度方面：在集中式数据库中，尽量减少冗余度是系统目标之一，在分布式数据库中却希望增加冗余数据，在不同的场地存储同一数据的多个副本。全局的一致性、可串行性和可恢复性：分布式数据库中各局部数据库应满足集中式数据库的一致性、可串行性和

3、可恢复性，除此以外还应保证数据库的全局一致性、并行操作的可串行性和系统的全局可恢复性。2）数据分片的正确性判据：若R=R1，R2，Rn，满足：完整性条件：即 如果aR,则必有aRi，i=1，2，,n可重构条件：R=Ri（水平分片），或R=Ri（垂直分片）不相交条件：RiRj=空集，ij，i，j=1，2，,n（水平分片） RiRj=主键属性，ij，i，j=1，2，,n（垂直分片） 则数据分片正确。2. 将Student按系别水平分片，说明这种分片是满足正确性判剧的。答：1） 将Student按系别水平分片如下：Student1=SLdno=1StudentStudent2=SLdno=2Stud

4、entStuden3=SLdno=3Student2） 从数据分片的正确性判剧来说明这种分片是满足正确性判剧的：1 完整性：因为dno=1dno=1,2,3,dno=2dno=1,2,3,dno=3dno=1,2,3， 并且，Student集合中有且只有dno=1，dno=2和dno=3这三个元素，满足完整性。2 可重构性：因为，dno=1,2,3=dno=1dno=2dno=3， 所以满足可重构性。3 不相交性：因为，dno=1dno=2=dno=1dno=3=dno=2dno=3=空集 所以，限定语dno相斥，片段之间不相交，满足不相交性。综上，这种分片是满足正确性判剧的3答：a. LEV

5、EL 1: read(terminal,$sno)Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Studentwhere sno=$snowrite(terminal, $sname, $age, $dno, $type)LEVEL2: read(terminal,$sno)Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student1where sno=$snoif not #FOUND thenSelect sname, a

6、ge, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student2 where sno=$snowrite(terminal, $sname, $age, $dno, $type)LEVEL3: read(terminal, $sno)Select sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student1 at site1where sno=$snoif not #FOUND thenSelect sname, age, dno, type into $sname, $

7、age, $dno, $type from Student1 at site2where sno=$snoif not #FOUND thenSelect sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student2 at site3 where sno=$snoif not #FOUND thenSelect sname, age, dno, type into $sname, $age, $dno, $type from Student2 at site4where sno=$snowrite(terminal, $s

8、name, $age, $dno, $type)b答： LEVEL 1: Update Student Set dno=2Where sno=060138LEVEL 2: (sno为主键)Select sname into $SNAME from student1Where sno=060138If #FOUND then Update student1Set dno=2Where sno=060138Else Update student2Set dno=2Where sno=060138LEVEL 3: Select sname into $SNAME from student1 at s

9、ite1 Where sno=060138If #FOUND then Update student1 at site1 Set dno=2 Where sno=060138Else Select sname into $SNAME from student1 at site2 Where sno=060138If #FOUND then Update student1 at site2 Set dno=2 Where sno=060138Else Select sname into $SNAME from student2 at site3 Where sno=060138If #FOUND

10、 then Update studen2 at site3 Set dno=2 Where sno=060138Else Update studen2 at site4 Set dno=2 Where sno=0601384答：因为分片原则是：完备性，可重构性，不相交性。 这里：P1 v P2 =true Reconstruction P1=！P2 这两个断言可能不满足上述原则，原因是不能保证职位就只有manager和programmer这两个，故此应修改如下： P1：title=“manager” P2：title“manager”；这样就满足了上述要求。5答：连接图如下：Emp1Emp2

11、pay1Emp3 pay2Emp4这里采用partitioned graph 部分连接，可采用半连接方式进行查询优化，采用半连接可以减少站之间的数据输出量，但同时要增加通信次数和本地处理时间。所以一般需要在全连接与半连接之间进行连接。6. 设：C0 = 0, C1 = 1。所有可选的Semi-Join：Semi-JoinSelectivityBenefitCostP1: R NSJB=B U (P1)=20/50=0.40.6*(3+4+25)*5,000= 96,0004*20 = 80P2: R NSJA=A S (P2)=20/100=0.20.8*(3+4+25)*5,000 = 12

12、8,0003*20 = 60P3: U NSJB=B R (P3)=1-4*50 = 200P4: U NSJC=C S (P4)=5/10=0.50.5*(4+2+20)*100 = 1,3002*5 = 10P5: S NSJA=A R (P5)=1-3*100 = 300P6: S NSJC=C U (P6)=1-2*10 = 20选P2先做，对R的影响： card(R) = 0.2*5,000 = 1,000n =5,000 r = 1,000 mB =50 mE =500 RABESize3425Val2050500剩下的Semi-Join：Semi-JoinSelectivityB

13、enefitCostP1: R NSJB=B U (P1)=20/50=0.40.6*(3+4+25)*1,000 = 19,2004*20 = 80P3: U NSJB=B R (P3)=1-4*50 = 200P4: U NSJC=C S (P4)=5/10=0.50.5*(4+2+20)*100 = 1,3002*5 = 10P5: S NSJA=A R (P5)=1-3*20 = 60P6: S NSJC=C U (P6)=1-2*10 = 20选P1先做，对R的影响： card(R) = 0.4*1,000 = 400n = 1,000 r = 400 mA = 20 mE = 50

14、0 RABESize3425Val2020300剩下的Semi-Join：Semi-JoinSelectivityBenefitCostP3: U NSJB=B R (P3)=1-4*20 = 80P4: U NSJC=C S (P4)=5/10=0.50.5*(4+2+20)*100 = 1,3002*5 = 10P5: S NSJA=A R (P5)=1-3*20 = 60P6: S NSJC=C U (P6)=1-2*10 = 20选P4先做，对U的影响： card(U) = 0.5*100 = 50n = 100 r = 50 mB = 20 mD = 100UBCDSize4220V

15、al20550剩下的Semi-Join：Semi-JoinSelectivityBenefitCostP3: U NSJB=B R (P3)=1-4*20 = 80P5: S NSJA=A R (P5)=1-3*20 = 60P6: S NSJC=C U (P6)=1-2*5 = 10只有Cost没有Benefit，故停止。选择收集数据的站点：cost(Site 1) = (3+2)*20+(4+2+20)*50 = 1,400cost(Site 2) = (3+4+25)*400+(4+2+20)*50 = 14,100cost(Site 3) = (3+4+25)*400+(3+2)*20

16、 = 12,900所以，选择Site 1收集数据。7 Pairs of conflicting operation in S1:W2(x)W1(x), W2(x)R3(x), W2(x)R1(x), W1(x)R3(x), W1(x)R2(x), W2(y)R3(y) Pairs of conflicting operation in S2:R3(y)W2(y), W1(x)R3(x), W1(x)W2(x), R3(x)W2(x), W2(x)R1(x)Pairs of conflicting operation in S3:W2(x)R1(x), W2(x)R3(x), W2(x)W1(x

17、), W2(x)R3(x), R3(x)W1(x), W2(y)R3(y) Pairs of conflicting operation in S4:W2(x)W1(x), W2(x)R1(x), W2(x)R3(x), W2(y)R3(y), W1(x)R3(x)所以S1 is conflict equivalent to S3.8答：Execution 1：S1：Ri(x)Rj(x)Wj(y)Wi(x) 可串行化为：Tj Ti S2：Ri(w)Rj(z)Wj(w)Wi(w) S2中Ti、Tj为互相冲突的事务对，且在两个本地调度中的序不一致 execution 1 是不可串行的。Execut

18、ion 2：S1：Ri(x)Rj(x)Wj(y)Wi(y) 可串行化为：Tj Ti S2：Wi(z) 即为：Ti execution 2可串行化为： 序列1：Rj(x)Wj(y)Ri(x)Wi(z)Wi(y) 序列2：Ri(x)Wi(y)Rj(x)Wj(y) Wi(z)Execution 3：S1：Ri(x)Rj(x)Wi(x)Wj(y) 可串行化为：Tj Ti S2：Ri(z)Rj(z)Wj(z)Wi(w) 可串行化为：Ti Tj execution 3可串行为：可串行序列为：Rj(x)Wj(y)Ri(x)Wi(x)Ri(z)Wi(w)Rj(z)Wj(z)Execution 4：S1：Ri(

19、y)Rj(x)Wj(x) 可串行化为：Ti Tj或者Tj Ti （选择后者） S2：Wi(z)Ri(w)Rj(w)Wi(w) 可串行化为：Tj Ti execution 4可串行化为： Ri(y)Rj(x)Wj(x)Rj(w)Ri(w)Wi(z)Wi(w) Rj(w)Rj(x)Wj(x)Ri(w)Ri(y)Wi(z)Wi(w) Rj(x)Rj(w)Wj(x)Ri(y)Ri(w)Wi(z)Wi(w) Rj(x)Rj(w)Wj(x)Ri(w)Ri(y)Wi(z)Wi(w)9：1.Ts(Ti)WTM(x) 所以Ri(x) 且RTM(x)=35Ts(Ti)=WTM(x) 且Ts(Ti)=RTM(x)

20、所以 Wi(x) 且 WTM(x)=35 Ts(Ti)WTM(y) 所以 Ri(y) 且RTM(y)=35 Ts(Ti)=WTM(y) 且 Ts(Ti)=RTM(y) 所以 Wi(y) 且 WTM(y)=35再执行事务Tj Ts(Tj)WTM(x) 所以 Rj(x) 且RTM(x)=40 Ts(Tj)=WTM(x) 且 Ts(Tj)=RTM(x) 所以 Wj(x) 且 WTM(x)=40 Ts(Tj)WTM(y) 所以 Rj(y) 且RTM(y)=40 Ts(Tj)=WTM(y) 且 Ts(Tj)=RTM(y) 所以 Wj(y) 且 WTM(y)=402.Ts(Ti)Ts(Tj)先执行事务 T

21、i Ts(Ti)WTM(x) Rj(x) 且RTM(x)=40 Ts(Tj)=WTM(x) 且 Ts(Tj)=RTM(x) Wj(x) 且 WTM(x)=40 Ts(Tj)WTM(y) Rj(y) 且RTM(y)=40 Ts(Tj)=WTM(y) 且 Ts(Tj)=RTM(y) Wj(y) 且 WTM(y)=403.Ts(Ti)Ts(Tj) 先执行事务 Tj Ts(Tj)WTM(x) Rj(x) 且RTM(x)=35 Ts(Tj)=WTM(x) 且 Ts(Tj)=RTM(x) Wj(x) 且 WTM(x)=35 Ts(Tj)WTM(y) Rj(y) 且RTM(y)=35 Ts(Tj)=WTM(

22、y) 且 Ts(Tj)=RTM(y) Wj(y) 且 WTM(y)=35再执行事务Ti Ts(Ti)WTM(x) Ri(x) 且RTM(x)=40 Ts(Ti)=WTM(x) 且 Ts(Ti)=RTM(x) Wi(x) 且 WTM(x)=40 Ts(Ti)WTM(y) Ri(y) 且RTM(y)=40 Ts(Ti)=WTM(y) 且 Ts(Ti)=RTM(y) Wi(y) 且 WTM(y)=40找不到10和11101112.ROOT_AGENT: Read (Terminal, $AMOUNT, $FROM_ACC, $TO_ACC); Write (log, trsID, “begin_tr

23、ansaction”);Begin_transaction; Select AMOUNT into $FROM_AMOUNT From ACCOUNT Where ACCOUNT_NUMBER = $FROM_ACC; If $FROM_AMOUNT-$AMOUNT 0 then BeginWrite (log, trsID,”abort”);abort; end; Else beginUpdate ACCOUNT Set AMOUNT=AMOUNT-$AMOUNT Where ACCOUNT_NUMBER=$FROM_ACC; Create Agent1; Send (trsID, Agen

24、t1, $AMOUNT, $TO_ACC); Write (log, trsID, ”prepare”); Send (trsID, Agent1, “prepare”); Receive (trsID, Agent1, message, timeout, ok); If ok = false or message = “abort” then Begin Write (log, trsID, “glbal_abort”); Send (trsID, Agent1, “abort”); End; Else begin Write (log, trsID, “global_commit”); S

25、end (trsID, Agent1,”commit”); Receive (trsID, Agent1, message, timeout, ok); Write (log, trsID, “complete”); Commit; End; End;Agent1: Receive (trsID, ROOT_AGENT, $AMOUNT, $TO_ACC); Receive (trsID, ROOT_AGENT, message , timeout, ok); Lock (trsID, tupleID, exclusive, timeout, ok); If ok = true then Be

26、gin Write (log, trsID, “begin_transaction”); Write (log, trsID,”ready”); Send (trsID, ROOT_AGENT, “ready”); End; Else begin Write (log, trsID, “abort”); Send (trsID, ROOT_AGENT, “abort”); Abort; End; Receive (trsID, ROOT_AGENT, message, timeout, ok); If message = “abort” then Begin Write (log, trsID

27、, “abort”); Send (trsID, ROOT_AGENT, “ack”); Abort; End; Else if message = “commit” then begin write (log, trsID, “commit”); send (trsID, ROOT_AGENT, “ack”); Update ACCOUNT Set AMOUNT = AMOUNT + $AMOUNT Where ACCOUNT_NUMBER = $TO_ACC; Unlock (trsID, tupleID); End; 13一个调度S中，各个事务的操作执行时不叠加（即一个接着一个发生），则

28、这个调度是串行的（serial）。一个调度Sc是可串行的（serializable），当且仅当Sc冲突等价于一个串行调度。这种可串行化通常称为冲突等价可串行化。若一个并发执行的所有事务都遵守2PL，则这些事务的所有并发调度策略都是可串性化的。 2PL是可串行化的充分条件，不是必要条件。所以可以满足可串行化。2pl和乐观算法的根本不同是，2pl是悲观算法的一种锁协议算法，2pl在对任何数据进行读写之前，事务要先获得对该数据的封锁。乐观算法，可以利用锁协议，也可以利用时间戳协议，所有用户读取数据时不锁定数据，当一个用户更新数据时，系统将进行检查，查看该用户读取数据后其他用户是否又更改了该数据。如果其他用户更新了数据，将产生一个错误。