Tiểu luận CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO NGHIÊN CỨU XỬ LÝ ĐỒNG HÀNH TRONG CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN VÀ ỨNG DỤNG XÂY DỰNG CHƯƠNG TRÌNH DEMO MÁY RÚT TIỀN TỰ ĐỘNG ĐA NGÂN HÀNG

Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 1/49

ĐẠI HỌC QUỐC GIA TP. HỒ CHÍ MINH
CHƯƠNG TRÌNH ĐÀO TẠO THẠC SĨ CNTT QUA MẠNG
KHÓA 2
oOo







BÁO CÁO THU HOẠCH MÔN HỌC
CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO

ĐỀ TÀI:
NGHIÊN CỨU XỬ LÝ ĐỒNG HÀNH
TRONG CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN

VÀ
ỨNG DỤNG XÂY DỰNG CHƯƠNG TRÌNH DEMO
MÁY RÚT TIỀN TỰ ĐỘNG ĐA NGÂN HÀNG.







Giảng viên phụ trách: TS Đỗ Phúc.

Nhóm sinh viên thực hiện:
Nguyễn Nam Hải – CH0403005
Phan Nhựt Long – CH0403009
Phan Thanh Nam – CH0403011
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 2/49


LỜI CẢM ƠN

Nhóm sinh viên thực hiện xin gửi lời cảm ơn chân thành đến Thầy Đỗ Phúc, Thầy đã
tận tình hướng dẫn chúng em trong suốt thời gian môn học cũng như trả lời trực tuyến.
Do thời gian và trình độ còn nhiều hạn chế cũng như số lượng lớn các thuật ngữ, khái
niệm cần trình bày, chắc chắn khóa luận còn có chỗ sai sót. Nhóm chúng em rất mong nhận
được ý kiến góp ý và động viên của các Thầy/Cô cũng như tất cả các Anh/Chị và các bạn để
khóa luận được hoàn thiện hơn nữa.
Xin chân thành cảm ơn!

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 3/49
1. Cơ sở dữ liệu phân tán (CSDLPT)
a.Khái niệm CSDLPT
CSDLPT là tập hợp các CSDL được liên kết logic và làm việc một cách trong suốt đối
với người sử dụng.
Khái niệm “trong suốt đối với người sử dụng” hàm nghĩa người sử dụng có thể truy
cập tất cả các CSDL như là chúng thuộc về một CSDL duy nhất.
Trong định nghĩa trên có hai điểm quan trọng là:
; Phân tán: dữ liệu có sự độc lập vị trí, người sử dụng không biết nơi lưu trữ CSDL
và có thể di chuyển dữ liệu từ vị trí vật lý này đến vị trí vật lý khác mà không ảnh hưởng đến
người dùng khác.

; Tương quan logic: dữ liệu có một số thuộc tính ràng buộc chúng với nhau, điều này
có thể giúp ta phân biệt được CSDLPT với một tập hợp các CSDL cục bộ hoặc các tập tin
CSDL lưu giữ tại các vị trí khác nhau trên một mạng máy tính.
Ngày nay, tầm quan trọng của CSDLPT là không thể phủ nhận và các lý do chính yếu
để giải thích tại sao lại cần sử dụng và phát triển CSDLPT là:
; Nguyên nhân về tổ chức và kinh tế: Các tổ chức, đặc biệt là các tổ chức kinh tế lớn
thường có khuynh hướng mở rộng địa bàn hoạt động (mở các chi nhánh mới) nhưng vẫn phải
đảm bảo tính thông suốt và nhất quán của hệ thống CSDL.
; Sự liên kết các CSDL đang tồn tại: CSDLPT là giải pháp tự nhiên khi có các CSDL
đang tồn tại và sự cần thiết xây dựng một ứng dụng toàn cục. Trong trường hợp này CSDLPT
được làm từ dưới lên (bottom-up) từ các CSDL đã tồn tại từ trước. Tiến trình này có thể đòi
hởi phải cấu trúc lại một cách cục bộ ở một mức độ nhất định. Nhưng dù sao những sửa đổi
này vẫn nhỏ hơn nhiều so với việc tạo lập một CSDL tập trung hoàn toàn mới.
; CSDLPT cho phép mỗi vị trí lưu giữ CSDL riêng nhằm hỗ trợ truy cập hiệu quả và
tức thì các dữ liệu được dùng thường xuyên. Các dữ liệu này vẫn có thể được dùng ở những
nơi khác nhưng có tần suất sử dụng ít hơn.
; Nếu có sự cố hư hỏng máy tính cục bộ hoặc đường liên lạc bị sụp đổ thì phần còn
lại của mạng vẫn tiếp tục làm việc được.
; Làm giảm tổng chi phí tìm kiếm.
; Tính tin cậy và sẵn sàng cao.
b. Thuận lợi của CSDLPT:
; Khả năng phục hồi nhanh chóng (Resilience): việc truy cập dữ liệu không phụ
thuộc vào một máy tính hay một đường kết nối trên mạng. Nếu có bất kỳ một lỗi nào xảy ra
thì sẽ có một vài CSDL được truy cập trên các nút cục bộ khác, hơn nữa, nếu có lỗi xảy ra
trên đường kết nối thì có thể đường nối dữ liệu khác được chọn thay thế.
; Giảm dòng dữ liệu trên đường truyền đồng thời tăng khả năng trả lời.
; “Trong suốt vị trí” cho phép dữ liệu vật lý di chuyển mà không cần thay đổi ứng
dụng hay thông báo cho người sử dụng.
; Cách thức mở rộng dễ dàng: dễ dàng phát triển, mở rộng và điều này là nhờ vào:
Ö Nhiều bộ xử lý có thể được thêm vào mạng;

Ö Nhiều CSDL có thể được thêm vào trên một nút mạng;
Ö Cập nhật phần mềm độc lập với cấu trúc vật lý.
c. Bất lợi của CSDLPT:
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 4/49
; Phí tổn gây ra bởi các tác vụ điều khiển và phối hợp có thể làm giảm đáng kể hiệu
năng.
; Một khi dữ liệu được sao lưu ở nhiều vị trí khác nhau sẽ dẫn đén việc gia tăng các
tài nguyên cần sử dụng nhằm đảm bảo cập nhật đồng thời và nhất quán; việc sao lưu cần thêm
không gian lưu trữ.
; Vấn đề bảo đảm an toàn phức tạp hơn.
; Khó khăn trong việc thay đổi: hiện nay chưa có một công cụ hoặc phương pháp nào
tối ưu để trợ giúp người sử dụng có thể chuyển đổi dữ liệu từ tập trung sang phân tán và
ngược lại.
d. các thành phần của CSDLPT:




DB
Computer
Network
Ví trí
Ví trí
DDBMS
DC LDBMS

GSC
GSC
LDBMS = CSDL cục bộ

DC = Truyền dữ liệu Communications GSC
= Global Systems Catalog
DDBMS = Hệ QTCSDLPT
DDBM
S
D
C

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 5/49
2. Giao tác (Transaction)
a. Khái niệm giao tác
Giao tác là một chuỗi lệnh thực hiện trên các đối tượng dữ liệu (các dòng -
tuples, cột- fields) trong một hệ cơ sở dữ liệu (CSDL). Các lệnh của giao tác bao
gồm:
• Các lệnh thực hiện:
- Read(): Đọc dữ liệu từ CSDL và trả về giá trị phần tử được lưu trong CSDL.
- Write(): Lưu giá trị của phần tử vào CSDL.
• Các lệnh giao tác:
- Start(): Bắt đầu thực hiện một giao tác
- Commit(): Kết thúc thành công một giao tác.
- Abort(): Hủy bỏ một giao tác.
Hình thức hóa khái niệm giao tác như sau:
Gọi O
ij
(x) là lệnh O
j
của giao tác T
i
truy xuất trên cùng mục dữ liệu x, trong đó:

O
j
∈{Read,Write} và lệnh O
j
là nguyên tử (không phân chia được).
Đặt OS
i
=U
j
O
ij
N
i
∈{Commit,Abort}
Khi đó, T
i
={Σ
i
, <
i
}
Trong đó: - Σ
i
=OS
i
U {N
i
}
- Với bất kỳ 2 lệnh O
ij

(x) và O
ik
(x)∈OS
i
thì hoặc O
ij
(x)<
i
O
ik
(x) (lệnh O
ij
(x)
thực hiện trước, lệnh O
ik
(x) thực hiện sau) hoặc O
ik
(x) <
i
O
ij
(x) (lệnh O
ik
(x)
thực hiện trước, lệnh O
ij
(x) thực hiện sau).
- Đối với các lệnh đọc R
ij
(x) và R

ik
(x) có thể được thực hiện cùng một lúc.
- Với tất cả O
ij
(x)∈OS
i
thì O
ij
<
j
N
i
(Bất kỳ lệnh O
j
nào cũng thực hiện trước
lệnh N
i
.

b.
Thuộc tính giao tác
 Nguyên tố (Atomicity)
- Nguyên tắc “được ăn cả, ngã về không”:
+ Một giao tác kết thúc thành công (gọi lệnh Commit) sau khi hoàn tất
những lệnh của nó. Nếu người sử dụng được báo là đã kết thúc thành
công một giao tác thì họ sẽ chắc chắn rằng những thay đổi được thực
hiện bởi giao tác sẽ được cập nhật trên CSDL.
+ Một giao tác có thể bị hủy bỏ (gọi lệnh Abort) sau khi thực hiện vài
lệnh. Trong trường hợp này, CSDL phục hồi lại các thay đổi dữ liệu
do các lệnh đó thực hiện. Lệnh Abort() được gọi có thể do nguyên

nhân phía người dùng hoặc hệ thống phát sinh lỗi. Lệnh này cũng
được gọi để loại trừ những kết quả chưa hoàn thiện.
- Một giao tác thường bao gồm một số lệnh được thực hiện tại những thời điểm
khác nhau.
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 6/49
- Nếu site bị đổ (crashes), những giao tác đang còn dở dang sẽ được phục hồi lại
ban đầu.
 Nhất quán (consistency)
- Mỗi giao tác phải bảo toàn sự nhất quán dữ liệu.
- Hình thức nhất quán dữ liệu có thể được thực hiện bởi hệ thống thông qua ràng
buộc toàn vẹn.
- Ràng buộc toàn vẹn hoạt động như bộ lọc, xác định rằng một giao tác được
chấp nhận hay không.
 Cô lập (isolation)
- Khi người sử dụng gửi đi các giao tác, mỗi giao tác được thực hiện bởi chính
nó, không để lộ kết quả của nó cho những giao tác khác cùng hoạt động trước
khi nó kết thúc.
- Đảm bảo cho mọi kết quả luôn luôn đúng, thậm chí khi có nhiều giao tác được
thực hiện đồng thời trên cùng một mục dữ liệu.
- Các kết quả từ việc xử lý giao tác đồng hành cũng giống từ việc xử lý giao tác
nối tiếp.
- Tuân theo giao thức xử lý đồng hành.
 Bền vững (durability)
- Đảm bảo một giao tác khi kết thúc, kết quả của chúng được duy trì và không bị
xóa khỏi CSDL. Vì thế, DBMS đảm bảo rằng kết quả giao tác luôn tồn tại dù
xảy ra sự cố hệ thống, bằng cách:
+ Phục hồi những thay đổi trên đĩa tại thời điểm kết thúc giao tác.
+ Ghi lại những thay đổi vào một file log trên đĩa và tại thời điểm bắt đầu
lại, đọc file log này và phục hồi lại những thay đổi trước đó của giao tác.

+ Trường hợp đĩa bị lỗi, dữ liệu được phục hồi từ dữ liệu sao lưu dự
phòng, đĩa mirror,

c.
Ví dụ
- Giả sử rằng có một CSDL về thông tin ngân hàng.
- Accounts : chứa thông tin về tài khoản và số dư của khách hàng.
- Công việc cần thực hiện là chuyển tiền từ tài khoản của một ngân hàng sang một
tài khoản của một ngân hàng khác.
Ví dụ 1
- Thủ tục sau đây mô phỏng giao tác chuyển tiền:
Procedure Transfer
Begin
Start;
input(fromaccount, toaccount, amount);
/’ This procedure transfers “amount” from “fromaccount” into
“toaccount.’ ”
temp : = Read(Accounts[fromaccount]);
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 7/49
if temp < amount then
begin
output( “insufficient funds”);
Abort;
end
else
begin
Write(Accounts[fromaccount], temp - amount);
temp : = Read(Accounts[toaccount]);
Write(Accounts[toaccount], temp + amount);

Commit;
output( “transfer completed”);
end;
return;
End.
- Giao tác chuyển tiền được mô tả thành chuỗi lệnh:
Abort.
Start, Read(X),
Write(X-A), Read(Y), Write(Y+A), Commit.
Trong đó:
X là số dư của tải khoản người chuyển tiền, A là số tiền được chuyển.
Y là số dư của tải khoản người nhận.
(Nếu X<A)
Ví dụ 2
- Thủ tục Deposit() mô phỏng giao tác cập nhật tiền gửi của khách hàng vào tài
khoản:
Procedure Deposit
begin
Start;
input( account#, amount);
temp : = Read(Accounts[account#]);
temp : = temp + amount;
Write(Accounts[account#], temp);
Commit;
End;

- Giả sử AccountID =’00001’ có số tiền hiện tại là 1.000.000 đồng.
- Nếu đồng thời có hai khách hành muốn chuyển vào tài khoản này, khách thứ nhất
muốn chuyển vào 1.000.000 đồng và khách thứ hai là 100.000.000 đồng.
- Giả sử các giao tác thực thi của procedure Deposit như sau:

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 8/49
Read1(Accounts[ ‘00001’]) trả về 1.000.000 đồng
Read2(Accounts[‘00001’]) returns the value 1.000.000 đồng
Write2(Accounts[‘00001’], 101.000.000 dong)
Commit2
Write1(Accounts[‘00001’], 2.000.000)
Commit1
- Câu hỏi đặt ra là sau khi chuỗi giao tác này kết thúc thì số tiền hiện có trong tài
khoản là bao nhiêu?
- Câu trả lời là 2.000.000.
- Nhận xét:
⇒ Kết quả này hoàn toàn không chấp nhận được vì công ty có tài
khoản ‘00001’ phải có số tiền như mong muốn là 102.000.000 đồng.
⇒ Có vấn đề phát sinh từ việc thực hiện xen kẽ các lệnh từ nhiều giao
tác khác nhau.
⇒ Để khắc phục những vấn đề này ta cần phải soát chúng một cách
chặt chẽ theo phương pháp xử lý đồng hành. Đó chính là nội dung cốt
lõi của đề tài này.
3.
Lịch biểu:
a. Khái niệm lịch biểu:
Lịch biểu của một giao dịch là một chuỗi các lệnh được thực hiện trong hệ
thống theo thứ tự thời gian. Một lịch biểu đối với một tập các giao dịch phải
bao gồm tất cả các lệnh của tất cả các giao dịch này, và phải bảo toàn thứ tự
mà các lệnh xuất hiện trong mỗi giao dịch cá thể theo thứ tự đó. Lịch biểu tạo
mối liên hệ ràng buộc giữa các giao dịch với nhau.
Ví dụ:
Ta xem xét một hệ thống ngân hàng đơn giản có một số tài khoản và một tập
giao dịch có thể truy nhập hay cập nhật các tài khoản này.

Giả sử ta có T
1
và T
2
là hai giao dịch chuyển quỹ từ một tài khoản đến một tài
khoản khác.
Giao dịch T
1
chuyển 50$ từ tài khoản A đến tài khoản B, được định nghĩa như
sau:
T
1
: Read(A);
A:= A-50;
Write(A);
Read(B);
B:= B+50;
Write(B);
Giao dịch T
2
chuyển 10% số dư từ tài khoản A đến tài khoản B và được định
nghĩa như sau:
T
2
: Read(A);
Temp:= A * 0.1;
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 9/49
A:= A – Temp;
Write(A);

Read(B);
B:= B + Temp;
Write(B);
Trong giao dịch T
1
, lệnh Write(A) phải trước lệnh Read(B) trong một lịch
biểu hiệu lực nào đó. Ta gọi dãy thực hiện thứ nhất (T
1
rồi đến T
2
) là Lịch
biểu 1, dãy thực hiện thứ hai (T
2
rồi đến T
1
) là Lịch biểu 2.
b.
Các loại lịch biểu:
Một giao dịch là một đơn vị thực hiện chương trình ứng dụng mà nó truy nhập
và có thể cập nhật các khoản mục dữ liệu khác nhau. Việc nắm bắt được khái
niệm giao dịch là mấu chốt đối với việc hiểu và cài đặt các cập nhật trong hệ
quản trị cơ sở dữ liệu, sao cho các thực hiện đồng thời và các dạng lỗi khác
nhau không dẫn cơ sở dữ liệu đến trạng thái không toàn vẹn và dữ liệu trong
cơ sở dữ liệu không nhất quán. Khi một số giao dịch thực hiện đồng thời và có
cạnh tranh một số khoản mục dữ liệu trong cơ sở dữ liệu, tính nhất quán có thể
không còn được bảo toàn nữa. Do vậy, hệ thống cần điều khiển sự tương tác
giữa các giao dịch đồng thời. Do một giao dịch là một đơn vị xử lý nguyên tố
đảm bảo tính nhất quán dữ liệu, một sự thực hiện tuần tự của các giao dịch sẽ
đảm bảo tính nhất quán được bảo toàn. Do vậy, chúng ta đòi hỏi một lịch biểu
thực hiện được sinh ra bởi việc xử lý đồng thời một tập các giao dịch, có một

tác động tương đương với một lịch biểu thực hiện được sinh ra với các giao
dịch thực hiện tuần tự theo một thứ tự nào đó. Một hệ thống đảm bảo tính chất
này được nói là đảm bảo tính khả tuần tự. Vậy ta hãy xét đến khái niệm về lịch
biểu tuần tự, khả tuần tự và bất tuần tự.
i. Lịch biểu tuần tự:
Một lịch biểu H được gọi là tuần tự nếu mọi giao dịch T trong H đều
có tất cả các lệnh của T và được thực hiện liên tiếp nhau.



Ta nhận thấy rằng: các lệnh trong T
1
thực hiện trước, sau đó đến các
lệnh trong T
2
.

ii. Lịch biểu bất tuần tự:
Một lịch biểu H được gọi là bất tuần tự nếu với mọi giao dịch T trong
H, tất cả các lệnh của T trong H được thực hiện không liên tiếp
nhau.
Ví dụ:
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 10/49


Ta nhận thấy rằng: các lệnh thứ 1 và 2 trong T
1
được thực hiện trước,
sau đó thực hiện tiếp 2 lệnh thứ 1 và thứ 2 trong T

2
. Vì lệnh thứ 2 trong
T
2
thực hiện sau, nên giá trị trong X bây giờ đã được thay đổi, dẫn đến
khi lệnh thứ 3 trong T
1
được thực hiện thì giá trị X không còn đúng
như lệnh 2 trong T
1
thực hiện, dẫn đến T
1
hoạt động không hiệu quả.

iii. Lịch biểu khả tuần tự:




Ta nhận thấy rằng: sau khi thực hiện xen kẽ các lệnh của T
1
và T
2
, kết
quả đều thỏa mãn yêu cầu.

Ví dụ về lịch biểu tuần tự và khả tuần tự:
Giả sử ta có các giao dịch sau:

T1 T2 T3

R(X)
W(X)
COMMIT
W(X)
W(Y)
R(Z)
COMMIT
R(X)
R(Y)
R(Z)
COMMIT

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 11/49
Khi đó:
• Lịch biểu sau là tuần tự:
S= {W2(X), W2(Y), R2(Z), C2, R1(X), W1( X), C1, R3(X), R3( Y),
R3( Z), C3}

• Lịch biểu sau là khả tuần tự:
S= {W2(X), R1(X), W1(X), C1, R3(X), W2( Y), R3(Y), R2(Z), C2,
R3(Z), C3}

c. Thuật toán kiểm tra lịch biểu tuần tự:
i. Định lý:
Định lý:
Nếu mọi giao tác đều tuân theo nghi thức khoá chốt hai pha
thì đồ thị xung đột sẽ không có chu trình.
Hệ quả:
Nếu T

1
-> T
2
thì L
1
< L
2
với L
1
, L
2
là điểm khoá của T
1
, T
2


Chứng minh:
Bằng các ví dụ, việc chứng minh định lý này sẽ được dễ dàng
hơn.
Ví dụ:
Trên mục dữ liệu x có các thao tác (ký hiệu là OP) đụng độ.

T
1
OP
1
trên x với tại thời điểm t
1
T

2
OP
2
trên x với tại thời điểm t
2

t
1
< t
1

► Vì vậy: t
1
sẽ giữa khoá trên x tại t
1
, tương tự với t
2
.
Ta đã biết, hai khoá (mà có ít nhất một khoá là khoá X) không
thể đồng thời tồn tại tại cùng một thời điểm .
► Vì vậy T
2
chỉ có thể khoá x sau khi T
1
đã giải phóng khoá,
bởi vậy, với t
’
và t
’’
bất kỳ thoả t

1
< t
’
< t
’’
≤ t
2
:
● T
1
giải phóng khoá trên x tại t
’
● T
2
khoá x tại t
’’
► Theo định nghĩa của L
1
và L
2
ta có:
● L
1
< t
’
< t
’’
≤ L
2
và vì vậy ta có

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 12/49
● L
1
< L
2
⇐ điều phải chứng minh!
► Giả sử có một lịch biểu tuân theo 2PL có chứa chu trình
sau:
T
1
-> T
2
, T
2
-> T
3
, T
3
->T
1
thì theo hệ quả trên:
● L
1
< L
2

● L
2
< L

3

● L
3
< L
1

Như vậy có sự mâu thuẫn: L
1
< L
1

Vì vậy sẽ không có chu trình và lịch biểu là tuần tự.

ii. Nội dung thuật toán:
(1) Với mỗi giao tác Ti trong lịch biểu H:
Tạo một đỉnh có tên là Ti trong đồ thị có hướng;
(2) Với mỗi trường hợp giao tác Tj trong H thực hiện một lệnh
read(x) để đọc giá trị x mà nó đã được ghi bởi lệnh write(x) của giao
tác Ti thì:
Tạo một cung từ Ti -> Tj trong đồ thị SG;
(3) Với mỗi trường hợp giao tác Tj trong H thực hiện một lệnh
write(x) để ghi trị x mà nó đã được đọc bởi lệnh read(x) của giao tác
Ti thì:
Tạo một cung từ Ti -> Tj trong đồ thị SG;
(4) Với mỗi trường hợp giao tác Tj trong H thực hiện một lệnh
write(x) để ghi trị x mà nó đã được đưọc ghi bởi lệnh write(x) của
giao tác Ti trước đó thì:
Tạo một cung từ Ti -> Tj trong đồ thị SG;
(5) Lịch biểu H là khả tuần tự nếu và chỉ nếu đồ thị SG không có

chu trình;

Ví dụ:

S1:W2(x)W1(x)R3(x)R1(x)R1(x)W2(y)R3(y)R3(z)R2(x)
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 13/49
S1 bất khả tuần tự vì đồ thị có chu trình


S4: R2(z)W2(x)W2(y)W1(x)R1(x)R3(x)R3(z)R3(y)
S4 là lịch biểu khả tuần tự vì đồ thị không có chu trình

d. Khả năng tự phục hồi:
Chúng ta đã xét đến các lịch biểu có thể chấp nhận được trên quan điểm nhất
quán của cơ sở dữ liệu với ngầm định rằng không có các lỗi giao dịch xảy ra.
Bây giờ chúng ta sẽ chỉ ra tác động của các lỗi giao dịch khi thực hiện đồng
thời.
Nếu một giao dịch Ti bị lỗi vì một lý do nào đó, ta cần phải tháo bỏ tác động
của giao dịch này để đảm bảo tính nguyên tố của giao dịch. Trong một hệ
thống cho phép thực hiện đồng thời, nếu Ti bị hủy bỏ thì phải đảm bảo rằng
giao dịch Tj nào đó phụ thuộc vào Ti cũng phải được hủy bỏ. Để đạt được sự
đảm bảo này, chúng ta cần đặt ra các hạn chế trên kiểu của các lịch được cho
phép trong hệ thống này.

Các lịch có khả năng tự phục hồi:
Xét một lịch biểu sau:
T8 T9
Read(A);
Write(A);

Read(B);


Read(A);

Trong đó: T
8
và T
9
là các giao dịch có các lệnh thực hiện được mô tả tương
ứng ở trên.
Bởi ta đang xét đến việc đảm bảo tính nguyên tố của giao dịch trong quá
trình chuyển giao giữa các giao dịch, nên ở đây ta sẽ xét trường hợp hệ
thống cho phép T
9
chuyển giao ngay sau khi thực hiện lệnh Read(A). Do
vậy T
9
chuyển giao trước T
8
. Bây giờ giả sử rằng T
8
bị lỗi trước khi nó
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 14/49
chuyển giao. Do T
9
đã đọc giá trị của khoản mục dữ liệu A được ghi bởi T
8

,
chúng ta phải hủy bỏ T
9
để đảm bảo tính nguyên tố của giao dịch. Tuy nhiên
T
9
đã được chuyển giao và không thể hủy bỏ. Do vậy, chúng ta có một tình
huống ở đó lịch không thể phục hồi một các đúng đắn sau lỗi của T
8
.
Lịch biểu mà ta vừa thấy ở trên với việc chuyển giao tức thời sau lệnh
Read(A) là một ví dụ của một lịch không thể phục hồi mà sẽ không được
phép. Hầu hết các hệ cơ sở dữ liệu yêu cầu rằng tất cả các lịch phải có khả
năng phục hồi.
Một lịch có khả năng phục hồi là một lịch ở đó với mỗi cặp giao dịch Ti và
Tj, trong đó: Tj đọc một khoản mục dữ liệu được ghi trước đó bởi Ti thì
thao tác chuyển giao của Ti phải xuất hiện trước thao tác chuyển giao của
Tj.

e.
Các lịch không lan truyền:
Khi có một lịch có khả năng phục hồi, để phục hồi một cách đúng đắn từ lỗi
của một giao dịch Ti, chúng ta phải quay lui một số giao dịch. Các tình
huống như vậy xảy ra nếu các giao dịch đã đọc dữ liệu được ghi bởi Ti.
Ta hãy xét một lịch được thể hiện như sau:

T
10
T
11

T
12
Read(A);
Read(B);
Write(A);



Read(A);
Write(A);





Read(A);

Giao dịch T
11
đọc một giá trị của A được ghi bởi giao dịch T
10
. Giao dịch
T
12
đọc một giá trị của A được ghi bởi giao dịch T
11
. Giả sử rằng tại thời
điểm này giao dịch T
10
bị lỗi, do vậy T

10
phải quay lui. Do T
11
phụ thuộc vào
T
10
nên T
11
cũng phải quay lui. Do T
12
phụ thuộc vào T
11
nên T
12
cũng phải
quay lui. Hiện tượng này, trong đó một giao dịch bị lỗi dẫn đến một dãy các
giao dịch phải quay lui, được gọi là quay lui lan truyền.
Quay lui lan truyền là không mong muốn, do nó dẫn đến việc tháo bỏ một số
đáng kể công việc. Có thể mong muốn hạn chế các lịch mà đối với chúng các
lan truyền quan lui không thể xảy ra. Các lịch như thế được gọi là các lịch
không lan truyền.
Một lịch không lan truyền là một lịch trong đó với mỗi cặp các giao dịch Ti
và Tj – mà Tj đọc một khoản mục dữ liệu được ghi trước đó bởi Ti, thì
thao tác chuyển giao của Ti phải xuất hiện trước thao tác đọc của Tj. Từ
đây ta dễ dàng thấy rằng: một lịch không lan truyền cũng là một lịch có
khả năng phục hồi.

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 15/49
f. Cài đặt tính độc lập:

Từ những trình bày ở trên, ta đã thấy những tính chất một lịch biểu phải có
để đảm bảo tính nhất quán của cơ sở dữ liệu và cho phép các lỗi giao dịch
được điều khiển trong một phương pháp an toàn. Đặc biệt, các lịch biểu tuần
tự, khả tuần tự và không lan truyền thỏa mãn các yêu cầu này.
Các sơ đồ điều khiển đồng hành khác nhau có thể được sử dụng để đảm bảo
rằng: thậm chí khi nhiều giao dịch được thực hiện đồng thời, chỉ các lịch
chấp nhận được sinh ra, không kể đến việc chia sẻ tài nguyên giữa các giao
dịch như thế nào.
Một ví dụ thô sơ về điều khiển đồng hành: một giao dịch yêu cầu một khóa
trên toàn bộ cơ sở dữ liệu trước khi nó thực hiện và giải phóng khóa sau khi
nó đã chuyển giao. Trong khi một giao dịch giữ một khóa, không một giao
dịch nào được phép yêu cầu khóa, do vậy tất cả các giao dịch khác thực hiện
đồng thời với giao dịch này phải đợi cho đến khi nào khóa được giải phóng.
Do chính sách khóa như vậy, nên chỉ có một giao dịch được thực hiện tại
một thời điểm. Vì vậy, chỉ có các lịch tuần tự được sinh ra. Chúng là các lịch
tuần tự tầm thường và dễ dàng thấy rằng chúng là các lịch biểu không lan
truyền.
Một sơ đồ điều khiển đồng hành như sơ đồ trên dẫn đến hiệu năng kém do nó
buộc các giao dịch phải đợi các giao dịch trước đó hoàn thành trước khi nó
được khởi động. Nói cách khác, nó cung cấp một mức thấp của khả năng xử
lý đồng thời.
Mục đích của các sơ đồ điều khiển đồng hành là cung cấp một mức hiệu
năng cao của khả năng xử lý đồng thời, trong khi vẫn đảm bảo rằng tất cả các
lịch biểu có thể được sinh ra là tuần tự, khả tuần tự và không lan truyền.
Trong phần tiếp theo dưới đây chúng ta sẽ xét đến các giao thức điều khiển
đồng hành.

4.
Khoá chốt:
a. Các khái niệm

- Khoá chốt là một cơ chế thường dùng để giải quyết những vấn đề liên quan
đến việc đồng bộ hoá dữ liệu truy cập dùng chung. Mỗi phần tử dữ liệu đều
có một khoá chốt kết hợp với chúng.
- Bộ xếp lịch đảm bảo rằng chỉ duy nhất giao tác có thể giữ khoá chốt trong
một thời điểm, và chỉ có một giao tác có thể truy xuất dữ liệu đó tại cùng một
thời điểm.
- Khoá chốt được bộ xếp lịch (schedule manager) dùng để đảm bảo tính khả
tuần tự.
- Trước khi một giao tác có thể truy cập dữ liệu dùng chung, bộ xếp lịch lịch
sẽ khảo sát trạng thái khoá chốt của những dữ liệu này.
+ Nếu không có giao tác nào khác đang giữ chúng thì bộ xếp lịch sẽ phát
lệnh thông báo khoá dữ liệu này lại và sau đó các giao tác thực hiện các
lệnh của mình trên dữ liệu đó.
+ Nếu dữ liệu đang bị khoá bởi giao tác T
2
, thì giao tác này phải chờ cho
đến khi nào T
2
giải phóng khoá đó.
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 16/49
- Có 2 loại khoá chốt: khoá đọc (read lock, rl) và khoá ghi (write lock, wl).
+ rli(x): khoá đọc trên phần tử dữ liệu x của giao tác Ti
+ wlj(x): khoá ghi trên phần tử dữ liệu x của giao tác Tj
- Hai khoá pli(x) và qlj(y) đụng độ nếu x=y, i≠j, có nghĩa rằng chúng khoá
trên cùng một phần tử dữ liệu, chúng được phát sinh từ hai giao tác khác
nhau và một trong hai thao tác là ghi.

b. Những quy tắc quản lý và sử dùng khoá
 Qui tắc 1:

- Khi nhận được một thao tác pi[x] từ bộ quản lý giao tác (Transaction
Manager, TM), bộ xếp lịch kiểm tra nếu pli[x] đụng độ với một vài qlj[x]
được đặt trước đó.
+ Nếu đúng, nó sẽ trì hoãn pi[x] và buộc Ti chờ cho đến khi nó có
thể đặt được khoá cần thiết.
+ Nếu không đụng độ, bộ xếp lịch (scheduler) sẽ đặt pli[x] và gởi
pi[x] đến bộ quản lý dữ liệu (Data Manager, DM).
- Quy tắc này nhằm hạn chế hai giao tác truy xuất đồng thời một phần tử dữ
liệu trong tình trạng đụng độ.
 Qui tắc 2:
- Mỗi khi bộ xếp lịch đặt khoá cho Ti, pli[x], nó không thể giải phóng khoá
đó cho đến khi DM trả lời đã xử lý thao tác tương ứng của khoá, pi[x].
 Qui tắc 3:
- Mỗi khi bộ xếp lịch đã giải phóng một khoá cho một giao tác, nó không thể
lấy tiếp bất kỳ khoá nào cho giao tác đó.
- Quy tắc (3) được gọi là quy tắc hai giai đoạn, là nguồn gốc của khoá chốt
hai giai đoạn.

c.
Khoá chốt hai pha (Two phase locking, 2PL):
- 2PL là một trong những kỹ thuật hiệu quả trong việc khắc phục một số đụng
độ cũng như thời gian chết trong quá trình thực hiện các lệnh của các giao
tác.
- Nhiệm vụ của bộ xếp lịch 2 giai đoạn (Two phase locking, 2PL) là quản lý
khoá chốt và điều khiển giao tác khi nào lấy và khi nào giải phóng khoá.
- 2PL nhằm đồng bộ hoá việc đọc và ghi. Trước khi đọc mục dữ liệu x, phải
khóa x (khóa do đọc). Trước khi ghi lên x, giao tác phải khóa mục x ( khóa
do ghi).
- Quá trình cấp phát và thu hồi khóa được thể hiện ở biểu đồ khoá 2PL sau:

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 17/49
Giai đoạn tăng trưởng
Giai đoạn thu hồi









Hình trên cho thấy bộ quản lý khoá giải phóng khoá ngay sau khi hoàn tất việc truy
xuất. Điều này cho phép các giao dịch đang đợi khoá tiếp tục tiến hành và nhận
khoá, do vậy, làm tăng hoạt động đồng thời.
Gọi Oper(T,x) là lệnh truy xuất mục dữ liệu x trong giao tác T.
- Dựa vào kỹ thuật khóa chốt hai giai đoạn, có thể chia giao tác thành hai
giai đoạn, dựa trên 3 nguyên tắc trên:
+ Giai đoạn tăng trưởng (growing phase), trong giai đoạn này nó
nhận các khoá và truy xuất các mục dữ liệu.
Khi bộ lập lịch nhận được lệnh Oper(T,x), nó kiểm tra lệnh này có
tranh chấp với những lệnh truy xuất trên x khác, đã được bộ lập lịch
cấp khóa.
 Nếu nó tranh chấp, lệnh Oper(T,x) bị bị trì hoãn.
 Nếu không tranh chấp, bộ lập lịch sẽ cấp 1 khóa cho x
và gửi lệnh này đến bộ quản lý dữ liệu.

Bộ lập lịch sẽ không giải phóng khóa cho đến khi bộ quản lý dữ
liệu đã thực hiện xong lệnh Oper(T,x).
+ Giai đoạn thu hồi (shrinking phase) là giai đoạn giải phóng những
khoá của nó.
Khi bộ lập lịch bắt đầu giải phóng bất kỳ khóa nào của giao tác T
thì nó sẽ không cấp bất kỳ khóa nào cho T, cho dù các mục dữ diệu
của T đòi hỏi khóa.
Nếu T cứ đòi hỏi khóa khi tiến trình giải phóng khóa xảy ra thì
chương trình phát sinh lỗi và giao tác sẽ gọi lệnh Abort.
- Điểm khoá (lock point) là thời điểm giao dịch đã nhận được tất cả các
khoá nhưng chưa bắt đầu giải phóng khoá nào. Vì thế điểm khoá xác định
cuối giai đoạn tăng trưởng và đầu giai đoạn thu hồi của một giao tác.
- [Eswaran et al., 1976] đã có định lý khẳng định rằng mọi lịch biểu tạo bởi
một thuật toán điều khiển đồng thời tuân theo quy tắc 2PL đều khả tuần
tự.

d. Khoá chốt hai pha chặt chẽ (Strict two phase locking)
- Một kỹ thuật khác được gọi là khóa chốt hai pha chặt chẽ. Kỹ thuật này cũng
gồm 2 giai đoạn:
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 18/49
+ Giai đoạn tăng trưởng: giống với giai đoạn đầu của kỹ thuật khóa 2
pha.
+ Giai đoạn thu hồi khóa:
 Tất cả các khóa được giải phóng cùng một lúc sau khi giao tác
T kết thúc hoặc bị hủy bỏ.
 Không có thao tác đọc/ghi nào được thực hiện một khi khóa
được giải phóng bởi giao tác.
 Nếu giao tác bị hủy bỏ thì việc phục hồi lại những thay đổi dữ
liệu được thực hiện trước khi khóa được giải phóng.

- Biểu đồ khóa 2 pha chặt chẽ.




Tất cả các khóa
được giải phóng
cùng lúc







e.
Vấn đề bế tắc (deadlock)
- Vấn đề bế tắc luôn xảy ra trong các kỹ thuật dùng cơ chế khóa chốt.
- Giả sử có 2 giao tác T1 và T2 thực hiện các lệnh đọc ghi trên mục dữ liệu x và
y như sau:
T
1
: lock (x); lock(y); read (x); write (y);
T
2
: lock (y); lock(x); read (y); write (x);
T
1
chiếm giữ khóa x và cố gắng khóa y, T
2

chiếm giữ khóa y và cố gắng
khóa x. Hiện tượng bế tắc sẽ xảy ra.

- Để khắc phục tình trạng này:
+ Thiết lập thời gian timeout, nếu thời gian thực hiện giao tác vượt quá
thời gian timeout thì hủy bỏ giao tác hoặc thực hiện thuật toán kiểm
tra bế tắc.
+ Sắp xếp các mục dữ liệu và truy xuất chúng theo một thứ tự nhất
định.
+ Giảm bớt việc đồng hành các giao tác.


Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 19/49
5. Thời nhãn:
a. Khái niệm thời nhãn:
¾ Mỗi giao dịch được gán một danh biểu (mốc thời gian) duy nhất vào lúc bắt
đầu.
¾ Cơ chế quản lý đồng hành theo thời nhãn không sử dụng bất kỳ khóa chốt nào.
¾ Có thể xảy ra đụng độ giống deadlock, ví dụ: giao dịch yêu cầu đọc một đối
tượng đã bị cập nhật bởi một giao dịch trước đó, …
¾ Nếu phát sinh đụng độ, thì khởi động lại giao dịch.
¾ Việc khởi động lại một giao dịch chịu ít chi phí hơn so với việc thực hiện
rollback.

Gọi fmax là thời nhãn của giao tác cuối cùng đọc bộ R.
Gọi umax là thời nhãn của giao tác cuối cùng cập nhật bộ R.
Gọi T là thời nhãn của giao tác T.
Cập nhật R.
Nếu t là trễ hơn thời nhãn cho đọc (fmax) và trễ hơn thời nhãn cho cập nhật R

(umax) thì chấp nhận T, ngược lại: khởi động lại T.
Như vậy: các giao dịch bị loại khỏi thao tác cập nhật các bộ cho đến khi nó có
thời nhãn trễ hơn bộ cần cập nhật. Do vậy nó không gây hại cho các giao dịch
khác.
Với mỗi giao dịch Ti trong hệ thống, chúng ta kết hợp với nó một nhãn thời
gian cố định duy nhất được ký hiệu TS(Ti). Nhãn thời gian này được gán bởi
hệ cơ sở dữ liệu trước khi giao dịch Ti được khởi động thực hiện. Nếu một
giao dịch Ti đã được gán nhãn TS(Ti), một giao dịch mới Tj đi vào hệ thống
thì TS(Ti)<TS(Tj). Có 2 phương pháp cài đặt sơ đồ này:
1. Sử dụng giá trị của đồng hồ hệ thống làm nhãn thời gian, có nghĩa là:
nhãn thời gian của mọt giao dịch là giá trị của đồng hồ khi giao dịch đi
vào hệ thống.
2. Sử dụng một bộ đến logic mà nó được tăng lên sau ki một nhãn thời
gian mới được gán, có nghĩa là: nhãn thời gian của một giao dịch là giá
trị của bộ đếm khi giao dịch đi vào hệ thống.

Các nhãn thời gian của giao dịch xác định thứ tự khả tuần tự. Do vậy, nếu
TS(Ti)<TS(Tj), thì hệ thống phải đảm bảo rằng lịch được sinh ra là tương
đương với một lịch tuần tự theo thứ tự Ti rồi đến Tj.
Các quy tắc của thuật toán này:
1. Hai thao tác O
1
và O
2
thuộc hai giao dịch T
1
và T
2
(O
1

và O
2
xung
đột với nhau) khi đó O
1
sẽ được thực hiện trước O
2
nếu và chỉ nếu
T
1
<T
2
. T
1
được hiểu là giao dịch “cũ hơn”, còn T
2
được hiểu là giao
dịch “mới hơn”.
2. Bộ lập lịch (SC) trong khi thực hiện một thao tác mới, kiểm tra tất cả
các thao tác xung đột. Nếu thao tác đó thuộc một giao dịch “cũ nhất”
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 20/49
thì nó sẽ được thực hiện, ngược lại: toàn bộ các thao tác của giao dịch
đó sẽ được khởi động lại và nhận một nhãn thời gian TS mới.
Để cài đặt sơ đồ này, chúng ta kết hợp với mỗi khoản mục dữ liệu Q hai giá trị
nhãn thời gian:
1. W-timestamp(Q) hay WTS(Q) ký hiệu nhãn thời gian lớn nhất của
giao dịch đã thực hiện thành công lệnh write(Q).
WTS(Q)= max{ TS(T) | T đã ghi Q }
2. R-timestamp(Q) hay RTS(Q) ký hiệu nhãn thời gian lớn nhất của

giao dịch đã thực hiện thành công lệnh read(Q).
RTS(Q)= max{ TS(T) | T đã đọc lên Q }
Các nhãn thời gian này được cập nhật bất kể khi nào một lệnh read(Q) hay
write(Q) mới được thực hiện.

b.
Giao thức kết thúc hai giai đoạn (two phase commit protocol):
Giao thức kết thúc 2 giai đoạn (2 phase commit protocol – 2PC):
Giai đoạn 1:
Xét một giao tác T được khởi động từ một vị trí nào đó và gọi thực hiện
các giao tác ở các site khác hoặc ở chính vị trí khởi động giao tác T ( ta
gọi các giao tác này là C).
Tất cả các giao tác con Ti sẽ quyết định đồng ý hay không. Giao tác
con C gởi tín hiệu báo chuẩn bị kết thúc cho các Ti và Ti sẽ trả lời cho
C bằng tín hiệu đồng ý kết thúc hay không.
Giai đoạn 2:
Dựa trên các thông tin trả lời của giai đoạn 1, C có thể quyết định chấm
dứt T hay không. Sau đó C sẽ gởi tín hiệu đồng ý hay hủy bỏ đến các
Ti.
T sẽ không được kết thúc nếu có một Ti chưa kết thúc.
Kết thúc 2 giai đoạn (2PC) – đồng ý:

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 21/49
Kết thúc 2 giai đoạn (2PC) – không đồng ý:















6. Xử lý giao tác (Transaction Processing)
a. Mỗi giao tác liên kết tất cả các tác vụ đọc/ghi của nó với bộ quản lý giao tác (TM)
b. TM liên kết từng giao tác đọc ghi với SC
c. Bộ SC điều khiển chuỗi giao tác, theo đó DM xử lý các lệnh dọc/ghi và duy trì
điều khiển đồng hành.
Khi SC nhận một thao tác từ TM, nó có ba cách chọn lựa:
• Ngay lập tức lập lịch cho thao tác đó (bằng cách gửi nó đến bộ DM);
• Trì hoãn thao tác (bằng cách chèn nó vào trong một hàng đợi nào đấy); hoặc
• Từ chối thao tác.

Bộ DM sẽ thực hiện từng lệnh đọc/ghi nhận được. Đối với tác vụ đọc, bộ DM
duyệt CSDL cục bộ và trả về giá trị yêu cầu. Đối với tác vụ ghi, bộ DM sửa đổi CSDL
cục bộ và và trả về một ghi nhận chấp thuận thao tác cho bộ SC. Đến lượt, bộ SC trả
về cho TM và TM trả về cho giao tác.
Kiến trúc của một bộ giám sát thực hiện các giao dịch được thể hiện như trong
hình vẽ sau:







Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 22/49








Transaction Manager
(TM)
Scheduler
(SC)
Scheduling/
Descheduling
Requests

Begin_Transaction
Read, Write
Commit, Abort
Results
Distributed
Execution Monitor
With other
CSs
With other
TMs
To data processor


Trong kiến trúc này, bộ quản lý giao tác (TM) thực hiện các thao tác CSDL thay
cho ứng dụng.
Bộ lập lịch (SC) có nhiệm vụ thực hiện các thuật toán kiểm soát đồng hành nhằm
đồng bộ các thao tác truy cập vào CSDL.
Trong kiến trúc phân tán, các giao tác có thể truy cập dữ liệu từ nhiều vị trí khác
nhau. Vì vậy tại mỗi vị trí sẽ có một bộ quản lý giao tác cục bộ (Local Transaction
Manager) nhằm đáp ứng các việc:
♦ duy trì nhật ký (log) cho việc khôi phục dữ liệu
♦ tham gia trong việc phối hợp kiểm soát đồng hành các giao tác được thực hiện
tại vị trí đó.
Tại mỗi một vị trí như vậy cũng sẽ có một bộ phối hợp giao tác (Transaction
Coordinator_TC) nhằm:
♦ khởi tạo giao tác phát sinh tại chỗ.
♦ phân phối các giao tác con (subtransactions) đến các vị trí thích hợp để thực thi
♦ đối với giao tác (xuất phát tại chỗ) mà giao tác này đã được hoàn tất hoặc bị hủy
bỏ tại tất cả các vị trí, TC có nhiệm vụ kết thúc giao tác ấy.

Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 23/49
7. Các phương pháp kiểm soát đồng hành
a. Thực thi tuần tự
Một lúc chỉ cho phép thực thi một giao tác cho đến khi giao tác đó kết thúc thì giao
tác kế tiếp mới được thực hiện.
Thực thi này là phương pháp đơn giản và chính xác vì giao tác hoạt động một cách
riêng biệt trong một khoảng thời gian nhất định.
Ví dụ: cho ba giao tác cùng với tập các lệnh thực hiện như sau:

T1: Read(x) T2: Write(x) T3: Read(x)
Write(x) Write(y) Read(y)
Commit Read(z) Read(z)
Commit Commit
khi đó ta có lịch biểu:
H1={W2(x),R1(x),R3(x),W1(x),C1,W2(y),R3(y),R2(z),C2,R3(z),C3}

b. Thực thi khả tuần tự
Một thực thi được gọi là khả tuần tự nếu nó có cùng một kết xuất và tác động
lên CSDL như khi thực thi tuần tự của cùng một giao tác. Vì thực thi tuần tự là đúng
và vì thực thi mỗi thực thi khả tuần tự có cùng một tác động như thực thi tuần tự nên
các thực thi khả khả tuần tự cùng phải đúng.
Các thực thi mát mát thông tin khi cập nhật và phục hồi tranh chấp là những
điển hình của thực thi bất khả tuần tự. Ví dụ ta thực hiện hai giao dịch gửi tiền
(Deposit) tuần tự sẽ nhận được khết quả khác khi thực hiện xen kẽ, nghĩa là có sự mất
mát thông tin. Vì vậy thực thi xen kẽ là bất khả tuần tự. Tương tự như vậy, việc thực
thi xem kẽ hai giao tác Chuyển tiền (Transfer) và PrintSum sau
//Thủ tục tin tổng số dư hai tài khoản

Procedure PrintSum
begin
Start;
input(account1,
account2);
templ : = Read( Accounts[ accountl]);
output(temp1);
temp2 : =
Read(Accounts[account2]);
output(temp2);
templ := templ + temp2;
output(temp1);
Commit
end
có kết quả khác nhau như khi mỗi giao tác thực thi tuần tự và vì thế chúng
cũng bất khả tuần tự.
Mặc dù hai thực thi xem kẽ này là bất khả tuần tự nhưng lại có nhiều thực thi
khác khả tuần tự. Ví dụ, cho hai giao tác Transfer và PrintSum được thực hiện xen kẽ
như sau:
Read,(Accounts[7]) returns the value $200
Write,(Accounts[7], $100)
Read,(Accounts[7]) returns the value $100
Read,( Accounts[ 861) returns the value $200
Write,(Accounts[86], $300)
Commit,
Read,(Accounts[86]) returns the value 5300
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 24/49
Commit,
Thực thi này có tác động tương tự như khi thực hiện Transfer theo sau đó là

PrintSum.
Mặc dù thứ tự thực hiện của các thao tác trong thực thi tuần tự là khác so với
thực thi xen kẽ, nhưng kết quả của mỗi thao tác lại chính xác như khi thực thi xen kẽ.
Vì thế thực thi xen kẽ như trên gọi là khả tuần tự.
Tính khả tuần tự là định nghĩa của tính chính xác cho điều khiển đồng hành
trong các DBS.
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011
Khóa luận môn học CƠ SỞ DỮ LIỆU NÂNG CAO Trang 25/49

8. Các thuật toán kiểm soát đồng hành
Các thuật toán kiểm soát đồng hành được chia thành 2 nhóm sau:
 Nhóm Pessimistic
Ö Dựa trên khóa 2 pha (Two Phase Locking-Based – 2PL)
♦ 2PL tập trung (Centralized 2PL hay Primary Site 2PL)
♦ 2PL bản sao chính (Primary Copy 2PL)
♦ 2PL phân tán (Distributed 2PL)
Ö Thứ tự nhãn thời gian (Timestamp Ordering – TO)
♦ TO cơ bản (Basic TO)
♦ TO đa bản (Multiversion TO)
♦ TO bảo thủ (Conservative TO)
Ö Lai (Hybrid)

 Nhóm Optimistic
Ö Dựa vào khóa (Lock based)
Ö Dựa vào thứ tự nhãn thời gian (Timestamp Ordering-based)

Các thuật toán
kiểm soát đồng hành
Bi quan Lạc quan
Khoá
Tập trung
Bản sao
chính
Phân tán
Thời nhãn
Cơ bản
Đa bản
Bảo thủ
Lai Khoá Thời nhãn
Nguyễn Nam Hải CH0403005 – Phan Nhựt Long CH0403009 – Phan Thanh Nam CH0403011