Điều khiển tương tranh trong cơ sở dữ liệu phân tán

MỤC LỤC
CHƢƠNG I. TỔNG QUAN VỀ CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN ......................................................... 2
1.1.CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN ................................................................................................... 2
1.1.1. Khái niệm ............................................................................................................................. 2
1.1.2. Lợi điểm của Hệ cơ sở dữ liệu phân tán .............................................................................. 2
1.2.QUẢN TRỊ CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN ............................................................................... 3
CHƢƠNG II. QUẢN TRỊ TƢƠNG TRANH ....................................................................................... 6
2.1. MÔ HÌNH XỬ LÍ GIAO TÁC ................................................................................................... 7
2.1.1. Các định nghĩa..................................................................................................................... 7
2.1.2. Mô hình xử lý giao tác tập trung. ........................................................................................ 9
2.1.3. Mô hình xử lý giao tác phân tán. ....................................................................................... 10
2.2. PHÂN TÍCH BÀI TOÁN ĐIỀU KHIỂN TƢƠNG TRANH ................................................... 11
2.2.1. Tính khả tuần tự ................................................................................................................. 13
2.2.2. Mô hình điều khiển tương tranh. ....................................................................................... 15
2.2.3. Thời gian và nhãn thời gian trong CSDL phân tán ........................................................... 16
2.3. CÁC KỸ THUẬT ĐIỂU KHIỂN TƢƠNG TRANH ............................................................... 17
2.3.1. Các kỹ thuật đồng bộ hóa dựa trên khóa hai pha .............................................................. 17
2.3.2. Quá trình thực hiện 2PL cơ bản ........................................................................................ 18
2.3.3. Kỹ thuật 2PL sao chép chính ............................................................................................. 18
2.3.4. Kỹ thuật 2PL biểu quyết .................................................................................................... 19
2.3.5. Kỹ thuật 2PL tập trung. ..................................................................................................... 19
2.3.6. Phát hiện và ngăn chặn tắc nghẽn ..................................................................................... 20
2.4. CÁC KỸ THUẬT ĐỒNG BỘ HÓA DỰA TRÊN TRẬT TỰ NHÃN THỜI GIAN ............... 24
2.4.1. Sự thực hiện T/O cơ bản .................................................................................................... 24
2.4.2. Luật ghi Thomas ................................................................................................................ 26
2.4.3. Đa phiên bản T/O .............................................................................................................. 26
2.4.2. Luật ghi Thomas ................................................................................................................ 29
2.4.3. Đa phiên bản T/O .............................................................................................................. 29
2.4.4. Duy trì T/O ........................................................................................................................ 31
2.4.5. Quản lý nhãn thời gian ..................................................................................................... 31
2.5. DC-ROLL ................................................................................................................................. 32

2.5.1. ROLL (Request Order Linked List ).................................................................................. 33
2.5.2. Kiến trúc chu trình dữ liệu gốc. ......................................................................................... 35
2.5.3. DC-ROLL. ......................................................................................................................... 36


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

CHƯƠNG I.
TỔNG QUAN VỀ CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN
1.1.CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN
1.1.1. Khái niệm
Vì yêu cầu của công ty, doanh nghiệp, đơn vị kinh doanh... về vấn đề tổ chức
sao cho kinh doanh có hiệu quả nhất và nắm bắt thông tin nhanh nhất khi các cơ sở
của công ty hiện ở những địa điểm xa nhau cho nên xây dựng một hệ thống làm việc
trên cơ sở dữ liệu phân tán là phù hợp xu hƣớng hiện nay vì hệ thống này thoả mãn
đƣợc những yêu cầu tổ chức của đơn vị. Lợi điểm về tổ chức và kỹ thuật của xu
hƣớng phát triển cơ sở dữ liệu phân tán là: giải quyết đƣợc những hạn chế của cơ sở
dữ liệu tập trung và phù hợp xu hƣớng phát triển tự nhiên với cơ cấu không tập trung
của các tổ chức, công ty doanh nghiệp...
Nói tóm lại, một cơ sở dữ liệu (CSDL) phân tán là một tập hợp dữ liệu,
mà về mặt logic tập hợp này thuộc cùng một hệ thống, nhƣng về mặt vật lý dữ
liệu đó đƣợc trải trên các vị trí khác nhau của một mạng máy tính.
Nhƣ vậy có hai vấn đề của cơ sở dữ liệu phân tán với tầm quan trọng tƣơng
đƣơng nhau:
Việc phân tán : Trong thực tế dữ liệu không đặt trên cùng một vị trí vì vậy đây
là đặc điểm để phân biệt cơ sở dữ liệu phân tán với cơ sở dữ liệu tập trung và cơ sở
dữ liệu đơn lẻ.
Liên quan logic : Trong cơ sở dữ liệu phân tán, dữ liệu có một số đặc tính liên
kết chặt chẽ với nhau nhƣ tính kết nối, tính liên quan logíc.. Trong cơ sở dữ liệu tập
trung, mỗi vị trí quản lý một cơ sở dữ liệu và ngƣời sử dụng phải truy cập đến cơ sở

dữ liệu ở những vị trí khác nhau để lấy thông tin tổng hợp.
1.1.2. Lợi điểm của Hệ cơ sở dữ liệu phân tán
Có nhiều nguyên nhân để phát triển cơ sở dữ liệu phân tán nhƣng trung lại chỉ
gồm những điểm sau đây:
Lợi điểm về tổ chức và tính kinh tế:tổ chức phân tán nhiều chi nhánh và dùng
cơ sở dữ liệu phân tán phù hợp với các tổ chức kiểu này. Với vai trò là động lực thúc
đẩy kinh tế thƣơng mại phát triển rộng hơn, thì việc phát triển các trung tâm máy tính
phân tán ở nhiều vị trí trở thành nhu cầu cần thiết.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 2


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

Tận dụng những cơ sở dữ liệu sẵn có: Hình thành cơ sở dữ liệu phân tán từ các
cơ sở dữ liệu tập trung có sẵn ở các vị trí địa phƣơng.
Thuận lợi cho nhu cầu phát triển: Xu hƣớng dùng cơ sở dữ liệu phân tán sẽ
cung cấp khả năng phát triển thuận lợi hơn và giảm đƣợc xung đột về chức năng giữa
các đơn vị đã tồn tại và giảm đƣợc xung đột giữa các chƣơng trình ứng dụng khi truy
cập đến cơ sở dữ liệu. Với hƣớng tập trung hoá, nhu cầu phát triển trong tƣơng lai sẽ
gặp khó khăn.
Giảm chi phí truyền thông: Trong cơ sở dữ liệu phân tán chƣơng trình ứng
dụng đặt ở địa phƣơng có thể giảm bớt đƣợc chi phí truyền thông khi thực hiện bằng
cách khai thác cơ sở dữ liệu tại chỗ.
Tăng số công việc thực hiện:Hệ cơ sở dữ liệu phân tán có thể tăng số lƣợng
công việc thực hiện qua áp dụng nguyên lý xử lý song song với hệ thống xử lý đa
nhiệm. Tuy nhiên cơ sở dữ liệu phân tán cũng có tiện lợi trong việc phân tán dữ liệu
nhƣ tạo ra các chƣơng trình ứng dụng phụ thuộc vào tiêu chuẩn mở rộng vị trí làm
cho các nơi xử lý có thể hỗ trợ lẫn nhau. Do đó tránh đƣợc hiện tƣợng tắc nghẽn cổ

chai trong mạng truyền thông hoặc trong các dịch vụ thông thƣờng của toàn bộ hệ
thống.
Tính dễ hiểu và sẵn sàng: Hƣớng phát triển cơ sở dữ liệu phân tán cũng nhằm
đạt đƣợc tính dễ hiểu và tính sẵn sàng cao hơn. Tuy nhiên để đạt đƣợc mục tiêu này
không phải là dễ làm và đòi hỏi sử dụng kỹ thuật phức tạp. Khả năng xử lý tự trị của
các điểm làm việc khác nhau không đảm bảo tính dễ sử dụng.
Hai nguyên nhân về mặt kỹ thuật đáp ứng cho sự phát triển hệ cơ sở dữ liệu
phân tán:
- Công nghệ tạo ra máy tính nhỏ và nền tảng phần cứng có khả năng phục vụ
xây dựng hệ thống thông tin phân tán.
- Kỹ thuật thiết kế hệ cơ sở dữ liệu phân tán đƣợc phát triển vững chắc dựa trên
hai kỹ thuật thiết kế chính là Top-down và Bottom-up từ những năm thập kỷ 60.
Kỹ thuật thiết kế cơ sở dữ liệu phân tán phức tạp nhƣng hệ cơ sở dữ liệu phân
tán cũng cần thiết cho xu hƣớng phát triển kinh tế hiện nay.

1.2.QUẢN TRỊ CƠ SỞ DỮ LIỆU PHÂN TÁN
Hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân tán cung cấp công cụ nhƣ tạo lập và quản lý cơ
sở dữ liệu phân tán. Phân tích đặc điểm của hệ thống quản trị cơ sở dữ liệu phân tán
nhƣ dƣới đây để phân biệt hệ thống phát triển theo kiểu thƣơng mại có sẵn và kiểu
mẫu phân tán.
Hệ thống phát triển theo kiểu thƣơng mại có sẵn đƣợc phát triển bởi những
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 3


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

ngƣời cung cấp hệ cơ sở dữ liệu tập trung. Hệ cơ sở dữ liệu tập trung mở rộng bằng
cách thêm vào những phần bổ xung qua cách cung cấp thêm đƣờng truyền và điều

khiển giữa các hệ quản trị cơ sở dữ liệu tập trung cài đặt ở những điểm khác nhau
trên mạng máy tính. Những phần mềm cần thiết cho việc xây dựng cơ sở dữ liệu
phân tán là:
Phần quản lý cơ sở dữ liệu ( Database Management -DB ).
Phần truyền thông dữ liệu (Data Communication - DC).
Từ điển dữ liệu đƣợc mở rộng để thể hiện thông tin về phân tán dữ liệu
trong mạng máy tính (Data Dictionary - DD).
Phần cơ sở dữ liệu phân tán (Distributed Database DDB).
Mô hình các thành phần của hệ quản trị cơ sở dữ liệu phát triển theo kiểu
thƣơng mại (Truy cập từ xa trực tiếp).

Những dịch vụ hệ quản trị cơ sở dữ liệu cung cấp:
- Cách thức truy cập dữ liệu từ xa: bằng chƣơng trình ứng dụng.
- Lựa chọn một cấp độ trong suốt phân tán thích hợp:cho phép mở rộng hệ
thống theo nhiều cách khác nhau theo từng hoàn cảnh (phải cân nhắc giữa cấp độ
trong suốt phân tán và phân chia công việc thực hiện để công việc quản trị hệ thống
đơn giản hơn).
- Quản trị và điều khiển cơ sở dữ liệu bao gồm công cụ quản lý cơ sở dữ liệu,
tập hợp thông tin về các thao tác trên cơ sở dữ liệu và cung cấp thông tin tổng thể về
file dữ liệu đặt ở các nơi trong hệ thống.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 4


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

- Điều khiển tƣơng tranh và điều khiển hồi phục dữ liệu của giao tác phân tán.
Cách thức truy cập cơ sở dữ liệu từ xa qua chƣơng trình ứng dụng theo hai cách
cơ bản: Truy cập từ xa trực tiếp và gián tiếp.

Hình 1.2. Mô hình truy cập từ xa qua phương thức cơ sở của hệ quản trị cơ sở dữ liệu

Theo mô hình trực tiếp trên, chƣơng trình ứng dụng đƣa ra yêu cầu truy cập
đến cơ sở dữ liệu từ xa, yêu cầu này đƣợc hệ quản trị cơ sở dữ liệu tự động tìm nơi
đặt dữ liệu và thực hiện yêu cầu tại điểm đó. Kết quả đƣợc trả lại cho chƣơng trình
ứng dụng. Đơn vị chuyển đổi giữa hai hệ quả trị cơ sở dữ liệu là phƣơng thức truy
cập cơ sở dữ liệu và kết quả nhận đƣợc (thông qua việc thực hiện phƣơng thức truy
cập này). Mô hình dƣới đây mô tả cách thức truy cập phức tạp hơn (truy cập gián
tiếp):

Theo mô hình truy cập này, chƣơng trình ứng dụng thực hiện yêu cầu qua
chƣơng trình phụ ở điểm khác. Chƣơng trình phụ này đƣợc ngƣời lập trình ứng dụng
viết để truy cập từ xa đến cơ sở dữ liệu và trả về kết quả của chƣơng trình ứng dụng
yêu cầu.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 5


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

CHƯƠNG II. QUẢN TRỊ TƯƠNG TRANH
Điều khiển tƣơng tranh là một hoạt động kết hợp các truy xuất đồng thời
vào một hệ quản trị cơ sở dữ liệu đa ngƣời dùng. Điều khiển tƣơng tranh cho
phép nhiều ngƣời dùng truy xuất vào cơ sở dữ liệu trong khi đó lại làm cho mỗi
ngƣời sử dụng có cảm tƣởng nhƣ chỉ có mình họ đang thao tác trên một cơ sở dữ
liệu riêng biệt. Khó khăn chính là ngăn chặn việc cập nhật cơ sở dữ liệu của một
ngƣời dùng trong khi cơ sở dữ liệu đang đƣợc cập nhật bởi một ngƣời khác. Vấn đề
điều khiển tƣơng tranh là một vấn đề quan trọng trong một hệ quản trị cơ sở dữ

liệu phân tán vì:
(1) Tại một thời điểm có thể có nhiều ngƣời sử dụng cùng truy xuất dữ liệu lƣu
trong các trạm khác nhau của một hệ phân tán;
(2) Một cơ chế điều khiển tƣơng tranh tại một máy tính không thể ngay lập tức
biết đƣợc sự tƣơng tác tại các máy tính khác.
Điều khiển tƣơng tranh đã đƣợc nghiên cứu trong nhiều năm qua, đối với các
hệ quản trị cơ sở dữ liệu tập trung thì bài toán này đã đƣợc giải quyết rất tốt. Một lý
thuyết toán học đã đƣợc phát triển để phân tích vấn đề điều khiển tƣơng tranh và trên
cơ sở đó đã đƣa ra một phƣơng pháp chuẩn để giải quyết điều này, đó là phƣơng
pháp “khóa hai pha” (two- phase locking). Những nghiên cứu gần đây về điều khiển
tƣơng tranh trong cơ sở dữ liệu tập trung chỉ còn tập trung vào việc cải tiến khóa hai
pha với mong muốn hệ thống đạt đƣợc điều tối ƣu nhất trong vấn đề này.
Đối với điều khiển tƣơng tranh trong môi trƣờng phân tán thì phức tạp hơn
nhiều. Hơn 20 thuật toán điều khiển tƣơng tranh đã đƣợc đƣa ra và chỉ một vài thuật
toán trong số đó đang đƣợc sử dụng. Những thuật toán này thƣờng phức tạp, khó
hiểu, khó chứng minh tính đúng đắn (thực tế là có nhiều thuật toán không chính
xác). Vì chúng đƣợc mô tả bằng nhiều thuật ngữ khác nhau và tạo nên những giả
định khác nhau về môi trƣờng hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân tán cơ bản, nên rất
khó để so sánh các thuật toán với nhau, thậm chí là trên lĩnh vực định lƣợng. Thực tế
thì mỗi tác giả đều cho rằng phƣơng pháp của họ là tốt nhất, nhƣng có rất ít bằng
chứng thuyết phục ý kiến đó.
Trong chƣơng này chúng ta sẽ làm quen với một số thuật ngữ chuẩn để mô tả các
thuật toán điều khiển tƣơng tranh trong môi trƣờng các hệ quản trị cơ sở dữ liệu
phân tán và một mô hình chuẩn cho môi trƣờng này. Bài toán điều khiển tƣơng
tranh đƣợc tách làm hai bài toán con là đồng bộ hóa đọc-ghi và ghi- ghi. Mọi thuật
toán điều khiển tƣơng tranh phải bao gồm hai thuật toán con để giải quyết hai bài
toán con này. Bƣớc đầu tiên nhằm mục đích hiểu một thuật toán điều khiển tƣơng
tranh tách biệt với thuật toán con trong mỗi bài toán con. Thực ra, các thuật toán con
đều đƣợc các thuật toán điều khiển tƣơng tranh trong hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân
tán dùng với hai ký thuật chính: khóa hai pha và thứ tự nhãn thời gian.

Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 6


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

2.1. MÔ HÌNH XỬ LÍ GIAO TÁC
Để hiểu một thuật toán điều khiển tƣơng tranh hoạt động nhƣ thế nào,
trƣớc hết phải hiểu xem thuật toán đó tác động lên toàn bộ cơ sở dữ liệu phân tán
nhƣ thế nào.
2.1.1. Các định nghĩa
Thông thƣờng mỗi trạm trong một hệ phân tán là một máy tính chạy một hoặc
hai module phần mềm: quản lý giao tác (TM-Transaction Management) hoặc quản lý
dữ liệu (DT-Data Management). Các TM quản lý mối tƣơng tác giữa ngƣời dùng và
hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân tán (DDBMS) trong khi DM quản lý cơ sở dữ liệu
hiện tại. Để dễ dàng trình bày các định nghĩa liên quan đến TM và DM chúng ta
giả sử rằng, mạng là một hệ thống giao tiếp giữa các máy tính, có độ tin cậy tuyệt
đối, nghĩa là: nếu trạm A gửi thông điệp tới trạm B thì trạm B đƣợc đảm bảo là nhận
đƣợc thông điệp đó mà không hề có lỗi, đồng thời việc phân phối các thông điệp tới
các trạm theo thứ tự mà chúng đƣợc gửi đi.
Dƣới góc độ ngƣời sử dụng, một cơ sở dữ liệu bao gồm một tập các mục dữ
liệu logic kí hiệu là X, Y, Z. Trạng thái của một cơ sở dữ liệu logic là một chỉ
định các giá trị đến các mục dữ liệu logic trong cơ sở dữ liệu. Mỗi mục dữ liệu logic
đƣợc lƣu tại bất cứ DM nào trong hệ thống hoặc dƣ thừa tại một vài DM. Một bản
sao đƣợc lƣu trữ của một mục dữ liệu logic đƣợc gọi là “mục dữ liệu lƣu trữ”, các
bản sao của X kí hiệu là x1,…, xm và kí hiệu x đề chỉ đến một mục dữ liệu lƣu trữ
bất kỳ. Trạng thái của cơ sở dữ liệu lƣu trữ là một chỉ định các giá trị tới các mục dữ
liệu lƣu trữ trong một cơ sở dữ liệu.
Ngƣời dùng tƣơng tác với DDBMS thông qua các giao tác đang thực thi. Các

giao tác này là các truy vấn trực tuyến biểu diễn bằng ngôn ngữ truy vấn độc lập
hoặc các chƣơng trình ứng dụng đƣợc viết bởi một ngôn ngữ lập trình đa năng.
Tập đọc logic (logical Readset) và tập ghi logic (logical writeset) của một giao tác
là một tập các mục dữ liệu logic mà các giao tác đọc, ghi sử dụng. Tƣơng tự,
tập đọc lƣu trữ (stored readset), tập ghi lƣu trữ (stored writeset) là tập các mục dữ
liệu lƣu trữ mà giao tác đọc, ghi sử dụng.
Độ chính xác của các thuật toán điều khiển tƣơng tranh đƣợc định nghĩa
liên quan tới việc ngƣời sử dụng muốn biết rõ sự thực thi của các giao tác. Có hai
tiêu chuẩn liên quan đến vấn đề này:
(1) Ngƣời dùng mong muốn rằng mỗi giao tác đƣợc báo cho hệ thống biết là
nó sẽ đƣợc thực hiện;
(2) Ngƣời dùng mong rằng việc tính toán đƣợc thực hiện bởi mỗi giao tác là
nhƣ nhau cho dù nó thực thi một mình trong một hệ thống chuyên dụng hay song
song với các giáo tác khác trong một hệ thống đa chƣơng trình. Đây chính là vấn đề
cơ bản trong điều khiển tƣơng tranh.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 7


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

Một DDBMS gồm bốn thành phần (hình 2.1): các giao tác, TM, DM và dữ
liệu. Các giao tác kết nối với các TM, TM kết nối với DM và DM quản lý dữ liệu
(các TM không kết nối với các TM khác, các DM cũng không kết nối với nhau).
Chức năng của TM là quản lý các giao tác. Mỗi giao tác đƣợc thực thi trong
DDBMS dƣới sự giám sát của một TM, nghĩa là giao tác chuyển mọi thao tác cơ sở
dữ liệu của nó tới TM. Mọi tính toán phân tán cần thiết để thực thi một giao tác
đều đƣợc quản lý bới TM.

Hình 2.1: Kiến trúc hệ thống DDBMS

Bốn loại thao tác đƣợc định nghĩa tại giao diện giao tác-TM là:
READ(X): trả lại giá trị của X trong trạng thái cơ sở dữ liệu logic hiện
hành.
WRITE(X-new value): tạo một trạng thái cơ sở dữ liệu logic mới trong đó
X đƣợc gán giá trị new-value.
BEGIN: bắt đầu tính toán.
END: kết thúc giao tác.
Chức năng chính của DM là quản lý cơ sở dữ liệu lƣu trữ. Để trả lời các yêu
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 8


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

cầu từ các giao tác, TM phát lệnh tới DM có chứa mục dữ liệu lƣu trữ cần thiết để
đọc hoặc ghi vào mục dữ liệu liên quan.
2.1.2. Mô hình xử lý giao tác tập trung.
Một hệ quản trị cơ sở dữ liệu tập trung bao gồm một mô đun quản lý giao tác
(TM-Transaction Manager) và một mô đun quản lý dữ liệu (DM- Data manager) xử
lý ở một nơi khác. Một giao tác T truy cập hệ quản trị cơ sở dữ liệu bằng cách phát
ra các thao tác BEGIN, READ, WRITE và END, các thao tác này đƣợc xử lý nhƣ
sau.
BEGIN: Module quản lý giao tác TM khởi tạo một không gian làm việc cá
nhân cho giao tác T, không gian này có chức năng nhƣ một bộ nhớ đệm tạm thời lƣu
trữ các giá trị đọc và ghi vào cơ sở dữ liệu.
READ(X): TM tìm một bản sao của X trong không gian làm việc của T. Nếu
bản sao này tồn tại, giá trị của nó sẽ trả lại cho T. Ngƣợc lại, TM phát ra một tín hiệu

đọc(X) tới cơ sở dữ liệu để lấy bản sao của X từ cơ sở dữ liệu, sau đó gán giá trị
vừa lấy cho T và đƣa nó vào không gian làm việc của T.
WRITE(X, new value): TM kiểm tra lại không gian làm việc riêng của bản
sao X. Nếu tồn tại, giá trị X đƣợc cập nhật cho giá trị mới. Ngƣợc lại, một bản sao
của X với giá trị mới đƣợc tạo ra trong không gian làm việc. Giá trị mới của X
không đƣợc lƣu trong cơ sở dữ liệu tại thời điểm này.
END: TM phát ra lệnh dm-write(X) cho mỗi mục dữ liệu logic X đƣợc
cập nhật bởi T. Mỗi lệnh dm-write(X) yêu cầu module quản lý dữ liệu cập nhật giá
trị của X trong cơ sở dữ liệu đã đƣợc lƣu bằng giá trị của X trong không gian làm
việc của T. Khi tất cả các lệnh dm-write đã đƣợc thực hiện, giao tác T sẽ kết thúc
quá trình xử lý và không gian làm việc riêng của nó đƣợc xóa đi.
Hệ quản trị cơ sở dữ liệu có thể khởi tạo lại T trƣớc mỗi quá trình xử lý lệnh
dm-write. Tác dụng của việc khởi tạo lại T là xóa không gian làm việc riêng của nó
và thực hiện lại giao tác T từ đầu. Rất nhiều thuật toán điều khiển tƣơng tranh sử
dụng thao tác khởi động lại nhƣ một cách để làm đúng các hoạt động của giao
tác. Tuy nhiên, khi một lệnh dm-write đơn đƣợc xử lý, T có thể không đƣợc khởi
động lại. Mỗi lệnh dm-write cài đặt một cách cố định việc cập nhật vào cơ sở dữ
liệu và chúng ta không đƣợc phép tác động đến từng phần của các giao tác.
Một hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân tán có thể tránh những kết quả từng phần
nhƣ thế bằng cách sử dụng một thuộc tính nguyên tố, thuộc tính này yêu cầu các
thuộc tính khác của lệnh dm-write của giao tác có đƣợc thực thi hay không. Thao tác
chuẩn của thuộc tính nguyên tố này là một thủ tục gọi là cam kết hai pha. Giả sử T
đang cập nhật hai mục dữ liệu X và Y. Khi T phát lệnh END thì giai đoạn đầu tiên
của cam kết hai pha sẽ bắt đầu, trong khi đó DM đƣa ra yêu cầu ghi đối với X và Y.
Những lệnh này yêu cầu DM sao chép dữ liệu X và Y từ không gian làm vệc riêng
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 9

Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

của T vào nơi lƣu trữ an toàn. Nếu hệ quản trị cơ sở dữ liệu bị treo ở giai đoạn đầu
tiên, thì sẽ không có thiệt hại nào ở kho dữ liệu, kể từ khi không có một cập nhật
nào của T đƣợc ghi nhận vào kho lƣu trữ của cơ sở dữ liệu. Trong suốt giai đoạn
thứ hai, TM phát ra lệnh dm-write đối với X và Y, yêu cầu DM sao chép giá trị của
X và Y vào kho dữ liệu. Nếu hệ quản trị cơ sở dữ liệu bị treo trong suốt giai đoạn thứ
hai, cơ sở dữ liệu có thể chứa thông tin không đúng, nhƣng giá trị của X và Y đƣợc
lƣu trong kho lƣu trữ an toàn, mâu thuẩn này có thể đƣợc khắc phục bằng cách khôi
phục lại hệ thống: thủ tục khôi phục lại đọc giá trị của X và Y từ nơi lƣu trữ an toàn
và khôi phục lại cam kết.
Chú ý rằng đây là mô hình toán học của quá trình xử lý giao tác, một ƣớc
lƣợng chức năng thực của các hệ quản trị cơ sở dữ liệu. Trong khi các chi tiết
hoạt động của nguyên tố cam kết là quan trọng trong việc thiết kế một hệ quản trị cơ
sở dữ liệu, nhƣng chúng không phải là chi tiết trọng tâm để hiểu về điều khiển tƣơng
tranh. Để giải thích các thuật toán điều khiển tƣơng tranh, chúng ta cần một mô
hình xử lý giao tác với nguyên tố cam kết nhìn thấy đƣợc, nhƣng không bao quát.
2.1.3. Mô hình xử lý giao tác phân tán.
Mô hình xử lý giao tác trong môi trƣờng phân tán khác với trong môi trƣờng
tập trung ở hai điểm: điều khiển các không gian làm việc riêng và xử lý cam kết hai
pha.
- Trong các hệ quản trị cơ sở dữ liệu tập trung, chúng ta giả thiết rằng:
- Không gian làm việc riêng là một phần của TM;
- Dữ liệu di chuyển một cách tự do giữa giao tác và không gian làm việc
của nó, cũng nhƣ giữa không gian làm việc của giao tác và DM.
Những giả thiết trên không còn thích hợp trong hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân
tán vì các TM và DM thực hiện ở những địa điểm khác nhau và chi phí di chuyển dữ
liệu giữa TM và DM là khá lớn. Để giảm chi phí này, nhiều hệ quản trị cơ sở dữ
liệu phân tán sử dụng các thủ tục truy vấn tối ƣu hoặc tổ chức bộ nhớ đệm cho
không gian làm việc cá nhân của giao tác nhằm điều chỉnh luồng dữ liệu giữa các

địa điểm. Chẳng hạn, trong SDD-1 không gian làm việc cá nhân của giao tác T
đƣợc phân bố tại mọi địa điểm mà T truy xuất dữ liệu.
Giả sử T đang cập nhật các mục dữ liệu x, y, z đƣợc lƣu trữ tƣơng ứng tại
DMx, DMy, DMz và giả sử TM của T bị thất bại sau khi phát ra lệnh dmwrite(x) nhƣng trƣớc khi phát ra lênh dm-write đối với y và z. Lúc này, chắc
chắn cơ sở dữ liệu không còn chính xác. Đối với hệ quản trị cơ sở dữ liệu tập trung
hiện tƣợng dị thƣờng này không có gì nguy hại vì không có một giao tác nào có
thể truy xuất vào cơ sở dữ liệu cho đến khi TM khôi phục lại. Tuy nhiên, trong các
hệ quản trị cơ sở dữ liệu phân tán, các TM khác vẫn có thể thực hiện lệnh và truy
xuất vào cơ sở dữ liệu không chính xác.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 10


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

Để tránh hiện tƣợng này, các lệnh tiền ghi dữ liệu phải đƣợc thay đổi một ít.
Thêm vào đó, các mục dữ liệu đặc tả phải đƣợc sao chép vào một vùng nhớ an toàn,
đồng thời các lệnh tiền ghi dữ liệu cũng phải chỉ rõ những DM nào có liên quan đến
sự dịch chuyển. Sau đó, nếu TM còn bị thất bại trong suốt giai đoạn thứ hai của quá
trình dịch chuyển hai giai đoạn, các DM của các lệnh dm-write không đƣợc
phát ra có thể nhận ra trạng thái và kết quả của các DM có liên quan đến việc dịch
chuyển. Nếu bất kỳ một DM nào nhận một lệnh dm-write, các DM còn lại sẽ hành
động nhƣ thể chúng cũng nhận đƣợc lệnh.
Nhƣ trong các hệ quản trị cơ sở dữ liệu tập trung, một giao tác T truy xuất hệ
thống bằng cách phát ra lệnh BEGIN, READ, WRITE và END. Trong hệ quản
trị cơ sở dữ liệu phân tán, những quá trình đó diễn ra nhƣ sau:
BEGIN: TM tạo một không gian làm việc riêng cho T. Chúng ta không biết
đƣợc vị trí và tổ chức của không gian làm việc
này.

READ(X): TM kiểm tra không gian làm việc riêng của T xem có tồn tại bản
copy của X không. Nếu có, giá trị sao chép đó đƣợc gán cho T. Ngƣợc lại, TM chọn
một số giá trị sao chép của X đã đƣợc lƣu lại, gọi là xi và phát ra lệnh dm- read(x)
tới DM mà x đƣợc lƣu lại. DM trả lời bằng cách tạo ra giá trị đã lƣu lại của x từ cơ
sở dữ liệu, đƣa nó vào không gian làm việc riêng. Sau đó TM trả lại giá trị này cho
T.
WRITE(X, new-value): giá trị của X trong không gian làm việc riêng của T
đƣợc cập nhật bằng giá trị mới là new-value, không gian làm việc chứa bản sao của
X. Ngƣợc lại, bản sao của X với giá trị mới sẽ đƣợc tạo ra trong không gian làm
việc.
END: Quá trình dịch chuyển hai giai đoạn bắt đầu. Với mỗi cập nhật X bởi T,
và với mỗi bản sao đƣợc lƣu lại x của X, TM phát ra lệnh tiền ghi dữ liệu
prewrite(xi) tới DM có chứa xi. DM trả lời bằng cách copy giá trị của X từ không
gian làm việc riêng của T vào vùng nhớ trong an toàn của DM. Sau khi tất cả các
lệnh prewrite đƣợc xử lý, TM phát lệnh dm-write đối với mọi bản sao chép của mọi
mục dữ liệu logic đƣợc cập nhật bởi T. Một DM trả lời lệnh dm-write(xi) bằng cách
copy giá trị của x từ vùng nhớ an toàn vào không gian nhớ của cơ sở dữ liệu. Sau
khi tất cả các lệnh dm-write đều đƣợc thực hiện, quá trình xử lý T kết thúc.
2.2. PHÂN TÍCH BÀI TOÁN ĐIỀU KHIỂN TƯƠNG TRANH
Trƣớc khi phân tích bài toán điều khiển tƣơng tranh, ta xét một số ví dụ về “dị
thƣờng” để thấy đƣợc tầm quan trọng của việc điều khiển tƣơng tranh.
Ví dụ về các dị thường trong điều khiển tương tranh.
Mục đích của điều khiển tƣơng tranh là ngăn chặn nhiễu từ những ngƣời dùng
đang truy xuất vào cơ sở dữ liệu. Chúng ta sẽ tìm hiểu vấn đề này thông qua hai
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 11


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

ví dụ về các máy rút tiền tự động ATM (automated teller machine). Tƣơng ứng
với các yêu cầu của khách hàng, ATM lấy dữ liệu từ một cơ sở dữ liệu, tính toán và
lƣu kết quả trở lại vào cơ sở dữ liệu.
Dị thường 1: Mất cập nhật
Giả sử tại một thời điểm có hai khách hàng đang cố gắng gửi tiền vào
cùng một tài khoản. Trong trƣờng hợp không có điều khiển tƣơng tranh, hai hành
động này có thể gặp rắc rối (hình 5.2). Hai máy ATM xử lý thao tác của hai
khách hàng có thể đọc số dƣ tài khoản tại cùng một thời điểm, tính số dƣ mới
một cách song song rồi lƣu số dƣ mới vào lại cơ sở dữ liệu. mạng hoạt động không
chính xác: mặc dù cả hai khách hàng đều đã gửi tiền, cơ sở dữ liệu chỉ phản hồi
một hành động, hành động gửi tiền của khách hàng còn lại bị mất bởi hệ thống.

Hình 2.2: Dị thường mất cập nhật

Dị thường 2: Các kết quả trả về không thống thất.
Giả sử có hai khách hàng thực hiện các giao tác sau:
Khách hàng1: Chuyển 1,000,000 $ từ tài khoản tiết kiệm của Acme
Corporation sang tài khoản kiểm tra của nó.
Khách hàng 2: In tổng số dƣ trong tài khoản tiết kiệm và kiểm tra của Acme
Corporation.
Trong trƣờng hợp không có điều khiển tƣơng tranh, hai giao tác này sẽ có rắc
rối (hình 5.3). Giao tác đầu tiên có thể đọc số dƣ tài khoản tiết kiệm, trừ
1,000,000$ và lƣu kết quả trả về vào cơ sở dữ liệu. Rồi giao tác thứ hai đọc số dƣ tài
khoản tiết kiệm và tài khoản kiểm tra, in tổng số. Sau đó, giao tác thứ nhất hoàn
thành việc chuyển tiền bằng cách đọc số dƣ tài khoản kiểm tra, cộng thêm
1,000,000$ và lƣu kết quả cuối cùng vào cơ sở dữ liệu. Không giống nhƣ trƣờng hợp
dị thƣờng 1, các giá trị lƣu trong cơ sở dữ liệu bởi thao tác này là chính xác. Tuy
nhiên, thực thi không đúng vì số dƣ đƣợc in ra bởi khách hàng 2 là
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 12


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

2,000,000$.

Hình 2.3: Dị thường kết quả trả về không thống nhất.

Hai ví dụ này không phải là mọi tình huống có thể xảy ra khi nhiều ngƣời
dùng cùng truy xuất cơ sở dữ liệu. Tuy nhiên, chúng là những ví dụ điển hình của
các vấn đề điều khiển tƣơng tranh nảy sinh trong các hệ quản trị cơ sở dữ liệu
phân tán .
2.2.1. Tính khả tuần tự
Kí hiệu E để chỉ đến sự thực thi của các giao tác T1, …, Tn. E là một
chuỗi thao tác nếu không có các giao tác thực hiện đồng thời. Nghĩa là, mỗi giao tác
đƣợc thực hiện một cách hoàn chỉnh trƣớc khi giao tác tiếp theo bắt đầu. Giả sử mọi
thao tác đều đƣợc định nghĩa đúng, kết thúc một cách hợp lý và bảo vệ tính toàn
vẹn dữ liệu. Một thực thi gọi là có tính khả tuần tự nếu nó tƣơng đƣơng với một
chuỗi thao tác, nghĩa là nếu nó tạo ra cùng một kết quả và có cùng tác động lên cơ sở
dữ liệu nhƣ các chuối thao tác. Một trong những yêu cầu của điều khiển tƣơng tranh
trong cơ sở dữ liệu phân tán là phải đảm bảo rằng tất cả các thực thi đều có tính khả
tuần tự.
Chỉ các thao tác truy xuất vào cơ sở dữ liệu đã đƣợc lƣu lại là dm-read và dmwrite, do đó nó có khả năng tạo nên một thực thi mẫu cho các giao tác bằng cách
thực hiện các lệnh dm-read và dm-write tại các DM khác nhau của hệ quản trị cơ sở
dữ liệu phân tán. Theo tinh thần này, chúng ta tạo ra một mô hình thực thi mẫu
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 13

Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

chuẩn của các giao tác bằng một tập các log, mỗi log biểu thị trật tự mà tại đó dmread và dm-write xảy ra trên một DM (hình 5.4). Một thực thi là một chuỗi nếu tồn
tại một trật tự tuyệt đối các giao tác mà nếu T trƣớc Tj trong thứ tự tuyệt đối đó thì
mọi thao tác của Ti xảy ra trƣớc mọi thao tác của Tj trong mọi log mà cả hai xuất
hiện (hình 2.4). Bằng trực giác, điều này cho thấy các giao tác thực thi một cách tuần
tự có cùng thứ tại tại mọi DM.

Một thực thi có thể của T1, T2, T3 đƣợc biểu diễn bởi các log sau (ri[x] là
thao tác dm-read(x) phát ra bởi Ti , wi[x] là một dm-write(x) do Ti phát ra)
Log của DM A: r1[x1]w1[y1]r2[y1]w3[x3]
Log của DM B: w1[y2]w2[z2]
Log của DM C: w2[z3]r3[z3]
Hình 2.4: Một mô hình thực thi mẫu chuẩn bằng các log

Hai thao tác xung đột nhau nếu chúng thực thi trên cùng một mục dữ liệu và
đều thực hiện lệnh dm-write. Trong trƣờng hợp các thao tác là xung đột nhau thì thứ
tự mà các thao tác thực hiện có ý nghĩa quan trọng. Để minh họa cho khái niệm xung
đột, chúng ta xét một mục dữ liệu x và các giao tác T, Tj. Nếu T phát ra lệnh dmwrite(x) và Tj phát lệnh dm-write(x), giá trị đọc bởi giao tác T sẽ phụ thuộc vào
lệnh dm-read xảy ra trƣớc hay sau lệnh dm-write. Tƣơng tự, nếu cả hai giao tác
đều phát lệnh dm-write(x), giá trị cuối cùng của x phụ thuộc vào lệnh dm-write nào
xảy ra cuối cùng. Những tình huống xung đột nhƣ vậy xảy ra tƣơng ứng đƣợc gọi là
xung đột đọc-ghi(rw) và xung đột ghi-ghi(ww).
Thực thi đƣợc mô hình hóa trong hình 2.4 theo từng chuỗi. Mỗi log là một
chuỗi, nghĩa là không có sự chen ngang của các thao tác từ các giao tác khác. Tại
DM A, T1 rồi đến T2 đến T3; tại DM C: T2 trƣớc T3. Do đó, T1, T2, T3 là một
thứ tự toàn phần thoả mãn định nghĩa của chuỗi.
Các thực thi sau không tạo thành chuỗi.

DM A: r1[x1]r2[y1]w3[x1]w1[y1]
DM B: w2[z2]w1[y2]
DM C: w2[z3]r3[z3]
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 14


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

Các thực thi sau không theo từng chuỗi. Mặc dù mỗi log là chuỗi, không
có một trật tự toàn phần nào thích hợp với mọi log.
DM A: r1[x1]w1[y1]r2[y1]w3[x1]
DM B: w2[z2]w1[y2]
DM C: w2[z3]r3[z3]
Khái niệm xung đột cho phép mô tả sự tƣơng đƣơng của các thực thi. Hai thực
thi đƣợc gọi là tƣơng đƣơng theo tính toán nếu (1) mỗi lệnh dm-read đọc giá trị dữ
liệu đƣợc tạo ra bởi các lệnh dm-write giống nhau trong mọi thực thi; và (2) lệnh
dm-write cuối cùng trên mỗi mục dữ liệu là giống nhau trên mọi thực thi. Điều kiện
(1) đảm bảo rằng mỗi giao tác đọc cùng một dữ liệu đầu vào và do vậy cho kết quả
tính toán nhƣ nhau. Kết nối với điều kiện (2), nó đảm bảo cho cả hai thực thi tạo nên
trạng thái cuối cùng của cơ sở dữ liệu là nhƣ nhau.
Từ đó ta có thể mô tả các thực thi có tính tuần tự nhƣ sau.
Mệnh đề 2.1
Cho T = {T1,…,Tm} là một tập các giao tác, E là một thực thi của những giao
tác này và đƣợc tạo mẫu bởi log {L1,..,Lm}. E có tính khả tuần tự nếu tồn tại một
trật tự tuyệt đối của T sao cho mỗi cặp thao tác xung đột Oi và Oj từ các giao tác
phân biệt T và Tj, Oi diễn ra trƣớc Oj trong mỗi log L1…Lm nếu và chỉ nếu Ti diễn
ra trƣớc Tj theo trật tự tuyệt đối.
2.2.2. Mô hình điều khiển tương tranh.

Trong mệnh đề 2.1, xung đột rw và ww đƣợc xem nhƣ nhau theo khái niệm
xung đột thông thƣờng. Tuy nhiên, chúng ta có thể phân tích khái niệm tính khả tuần
tự bằng cách phân biệt hai loại xung đột này. Cho E là một thực thi đƣợc tạo mẫu
bởi một tập các log. Ta định nghĩa các quan hệ nhị phân trên các giao tác
trong E, kí hiệu Æ với các chỉ số dƣới khác nhau. Với mỗi cặp giao tác Ti và
Tj:
(1) Ti -> rwTj nếu trong một số log của E, Ti đọc một số mục dữ liệu vào Tj
rồi mới ghi.
(2) Ti -> wrTj nếu trong một số log của E, Ti ghi một số mục dữ liệu rồi Tj
mới đọc.
(3) Ti -> wwTj nếu trong một số log của E, Ti ghi một số mục dữ liệu rồi Tj
mới ghi.
(4) Ti -> rwrTj nếu Ti -> rwTj hoặc Ti -> wrTj
(5) Ti -> Tj nếu Ti -> rwrTj hoặc Ti -> wwTj
Ta thấy, -> (kèm theo chỉ số dƣới) có nghĩa là “phải đƣợc thực hiện trƣớc
trong mọi chuỗi khả tuần tự”.
Mọi xung đột giữa các thao tác trong E đƣợc biểu diễn bằng một mốiquan hệ
->. Do đó, ta có thể phát biểu lại mệnh đề 5.1 dƣới dạng -> . Theo mệnh đề 2.1, E
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 15


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

là khả tuần tự nếu tồn tại một thứ tự tuyệt đối của các giao tác mà phù hợp với -> .
Điều kiện sau cùng này đƣợc đảm bảo nếu và chỉ nếu -> không là quan hệ vòng
tròn (một quan hệ -> không là quan hệ vòng tròn nếu không tồn tại một chuỗi T1>T2, T2->T3,…,Tn-1 ->Tn mà T1 =Tn) . Chia -> thành các phần ->rwr và ->
ww và phát biểu lại mệnh đề 2.1 nhƣ sau:
Mệnh đề 2.2

Cho -> rwr và -> ww kết hợp với thực thi E. E có tính khả tuần tự nếu:
->rwr và ->ww không là quan hệ vòng
Tồn tại một thứ tự tuyệt đối của các giao tác phù hợp với mọi quan hệ
->rwr và ->ww”.
2.2.3. Thời gian và nhãn thời gian trong CSDL phân tán
Trong hệ thống tập trung việc xác định thứ tự của sự kiện A xảy ra trƣớc sự
kiện B hoặc ngƣợc lai thì đơn giản, từ đó chúng ta có thể dễ dàng sử dụng đồng hồ
để xác định thời gian mỗi sự kiện xuất hiện. Tuy nhiên trong hệ thống phân tán để
xác định một sự kiện A ở một vị trí nào đó xảy ra trƣớc hoặc sau sự kiện B ở tại vị trí
nào đó lại phức tạp hơn, do đó ngƣời ta yêu cầu đồng hồ ở tất cả các điểm phải tuyệt
đối đồng bộ.
Một số điều khiển tƣơng tranh phân tán và khoá chết trong các DDBMS cần
những thuật toán để ngăn cản việc xác định sắp đặt của sự kiện. Xác định sắp đặt của
sự kiện là quá trình gán mỗi sự kiện A xảy ra trong hệ thống phân tán với nhãn thời
gian TS(A) với những thuộc tính sau:
1. TS(A) nhận duy nhất A (tách sự kiện và tách nhãn thời gian).
2. Với hai sự kiện A và B, nếu A xuất hiện trƣớc B thì TS(A)Giả sử rằng chúng ta biết ý nghĩa của việc "sự kiện A xuất hiện trƣớc sự
kiện B tại địa điểm i", chúng ta cũng biết ý nghĩa của thời gian đặt tại vị trí đó.
Mối quan hệ xuất hiện trƣớc, biểu thị →, có thể đƣợc khái quát hoá trong môi
trƣờng phân tán bằng các luật sau:
1. Nếu A và B là hai sự kiện tại cùng 1 địa điểm và A xuất hiện trƣớc b thì
A→B.
2. Nếu sự kiện A có một thông báo đƣợc gửi đi và sự kiện B nhận đƣợc một
thông báo thì A→B.
3. Nếu A→B và B→C thì A→C.
Mối quan hệ → là một quan hệ thứ tự. Chúng ta gọi hai sự kiện A và B
không đồng thời xảy ra nếu không A→B cũng không B→A.
Xét ví dụ ở hình 2.6, sự kiện A và D, B và E, B và F, C và E và C và F chúng
không đồng thời. Mối quan hệ chính xác của hai sự kiện không đồng thời không xác

định và không liên quan.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 16


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

Site 1

Site 2
Message

M1

Message M2

Local
Time

Local
time

Hình 2.6: Mối quan hệ "xuất hiện trước" tại hai điểm trong hệ thống

2.3. CÁC KỸ THUẬT ĐIỂU KHIỂN TƯƠNG TRANH
2.3.1. Các kỹ thuật đồng bộ hóa dựa trên khóa hai pha
Khóa hai pha (2PL-Two-Phases Locking) đƣợc sử dụng để đồng bộ hóa việc
đọc và ghi bằng cách phát hiện và ngăn chặn một cách dứt khoát các xung đột giữa
các thao tác hiện hành. Trƣớc khi đọc mục dữ liệu x, một giao tác phải sở hữu một

khóa đọc (readlock) trên x. Trƣớc khi ghi lên x, nó phải sở hữu một khóa ghi
(writelock) trên x. Quyền sở hữu các khóa bị chi phối bởi hai quy tắc:
(1): Các giao tác khác nhau không thể đồng thời sở hữu các khóa xung đột.
(2): Khi một giao tác từ chối quyền sở hữu một khóa, nó không bao giờ có đƣợc khóa
nào khác.
Định nghĩa khóa xung đột (conflicting lock) phụ thuộc vào loại đồng bộ hóa
đang thực hiện: đối với đồng bộ hóa rw, hai khóa xung đột nhau nếu: (a) cả hai khoá
đều thuộc về một mục dữ liệu và (b) khi một khóa là khóa đọc và khóa kia là khóa
ghi; đối với đồng bộ hóa ww, hai khóa xung đột nhau khi: (a) cả hai khoá đều thuộc
về một mục dữ liệu và (b) cả hai đều là khóa ghi.
Quy tắc thứ hai về quyền sở hữu khóa xuất phát từ nguyên nhân mọi giao tác
đều có khóa theo kiểu hai pha. Trong suốt quá trình phát triển pha, giao tác thu
đƣợc các khóa mà không cần phải giải phóng bất kỳ một khóa nào. Bằng cách
giải phóng khóa, giao tác chuyển sang pha co lại (shrinking phase). Trong suốt pha
này, giao tác giải phóng các khóa và quy tắc 2 ngăn chặn việc thu thận thêm khóa
mới. Khi một giao tác kết thúc (hoặc bị hỏng), mọi khóa còn lại tự động đƣợc giải
phóng.
Trong các DDBMS các giao tác đƣợc yêu cầu sở hữu mọi khóa trƣớc khi thực
hiện và một số hệ thống cũng yêu cầu các giao tác giữ lại mọi khóa cho đến khi kết
thúc.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 17


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

Khóa hai pha là một kỹ thuật đồng bộ chính xác, nghĩa là 2PL thu đƣợc một
quan hệ không vòng tròn -> rw( -> ww) khi dùng sự đồng bộ rw (ww). Thứ tự
chuỗi tuần tự thu đƣợc từ 2PL đƣợc xác định bởi trật tự các giao tác sở hữu khóa.

Khi một giao tác sở hữu mọi khóa mà nó từng sở hữu, gọi là thời điểm khóa của
giao tác. Cho E là một thực thi sử dụng 2PL để đồng bộ hóa rw (ww).
Quan hệ ->rw (->ww) sinh ra bởi E đƣợc đồng nhất với quan hệ sinh ra bởi
một chuỗi thực thi E’ mà trong đó mọi giao tác đều thực hiện thời điểm khóa của nó.
Do đó, các điểm khóa của E xác định thứ tự tuần tự của E.
2.3.2. Quá trình thực hiện 2PL cơ bản
Quá trình thực hiện của 2PL thực chất là một quá trình lập lịch 2 PL, một
mô đun phần mềm sẽ nhận các khóa yêu cầu và khóa giải phóng đồng thời xử lý
chúng theo chỉ định của 2PL.
Cách thực hiện 2PL cơ bản trong một cơ sở dữ liệu phân tán là phân bố lịch
trình theo cơ sở dữ liệu, thay lịch trình đối với mục dữ liệu x tại DM mà x đƣợc lƣu
lại. Trong sự thực hiện này, các khóa đọc sẽ đƣợc các lệnh dm-read và dm- write yêu
cầu, cũng có thể đƣợc các lệnh tiền ghi dữ liệu yêu cầu. Nếu khóa đƣợc yêu cầu
không đƣợc cấp, thao tác đƣợc đƣa vào hàng đợi, dẫn tới tình trạng nghẽn
(deadlock). Các khóa ghi đƣợc giải phóng hoàn toàn bởi lệnh dm-write. Tuy nhiên,
để giải phóng các khóa đọc, một thao tác giải phóng khóa đặc biệt đƣợc yêu cầu.
Những quá trình giải phóng khóa này đƣợc thực hiện song song với lệnh dmwrite, khi tín hiệu dm-write bắt đầu pha co lại. Khi một khóa đƣợc giải phóng, các
thao tác trong hàng đợi của mục dữ liệu đƣợc xử lý theo thứ tự vào trƣớc ra trƣớc
(FIFO).
Chú ý rằng quá trình thực hiện này tự động xử lý dữ liệu thừa một cách
chính xác. Giả sử mục dữ liệu logic X có các bản copy x1, …,xm. Nếu 2PL cơ bản
đƣợc dùng trong đồng bộ rw, một giao tác có thể đọc bất cứ một bản copy nào và
chỉ cần thu đƣợc một khóa đọc trên bản copy của X mà nó đọc thực sự. Tuy nhiên,
nếu một giao tác đƣợc cập nhật thì nó phải cập nhật mọi bản copy của X và do đó
phải thu khóa ghi của tất cả các bản copy (dù 2PL cơ bản dùng có đƣợc cho đồng bộ
rw hay ww hay không).
2.3.3. Kỹ thuật 2PL sao chép chính
2PL sao chép chính (Primary Copy 2PL) là một kỹ thuật 2PL hƣớng sự chú
ý vào dữ liệu dƣ thừa. Một bản sao của mỗi mục dữ liệu logic xác định một bản sao
chính; trƣớc khi truy xuất bất cứ bản sao nào của mục dữ liệu logic, khóa thích hợp

phải đƣợc thu trên bản sao chính.
Đối với mỗi khóa đọc, kỹ thuật này đồi hỏi nhiều sự giao tiếp hơn 2PL. Giả
sử x1 là bản sao chính của mục dữ liệu logic X, giao tác T mong đọc những bản sao
khác, xi của X. Để đọc xi T phải kết nối với hai DM, DM mà x1 đƣợc lƣu và DM
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 18


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

mà xi đƣợc lƣu. Ngƣợc lại, đối với 2PL cơ bản, T sẽ chỉ kết nối với DM của xi. Tuy
nhiên đối với khóa ghi, bản sao chính 2PL sẽ không kết nối thêm. Giả sử T
muốn cập nhật X, dùng 2PL cơ bản, T sẽ phát ra các lệnh tiền ghi dữ liệu tới các bản
sao của X và sau đó phát lệnh dm-write tới mọi bản sao này. Nếu dùng bản sao
chính 2PL, các thao tác tƣơng tự sẽ đƣợc yêu cầu, nhƣng chỉ có lệnh prewrite(X1)
yêu cầu một khóa ghi. Đó là các lệnh tiền ghi dữ liệu đƣợc gửi tới cho x1, …, xm
nhƣng các lệnh tiền ghi dữ liệu cho x2,…,xm hoàn toàn không yêu cầu khóa ghi.
2.3.4. Kỹ thuật 2PL biểu quyết
2PL biểu quyết (voting 2PL) là một dạng hoạt động khác của 2PL nhằm tác
động tới dữ liệu dƣ thừa. 2PL biểu quyết đƣợc bắt nguồn từ kỹ thuật majority
consensus của Thomas và chỉ thích hợp với kiểu đồng bộ ww.
Ta sẽ khảo sát khái niệm “biểu quyết” trong ngữ cảnh chuyển dữ liệu hai pha.
Giả sử giao tác T muốn ghi dữ liệu lên X. TM của nó gửi lệnh tiền ghi dữ liệu tới
mỗi DM đang kiểm soát bản sao của X. Với giao thức biểu quyết, DM luôn hồi đáp
tức thì. Nó thông báo nhận các lệnh prewrite và trả lời thiết lập khóa (lock set) hoặc
đóng khóa (lock blocked) (theo cách thực hiện cơ bản thì nó sẽ không thông báo cho
đến khi khoá đƣợc thiết lập). Sau khi TM nhận thộng báo từ các DM, nó sẽ đếm số
khóa đƣợc thiết lập và trả lời: nếu số lƣợng đƣợc thiết lập chiếm đa số, TM xem
nhƣ mọi khóa đều đƣợc thiết lập. Ngƣợc lại, nó đợi thao tác thiết lập khóa từ các

DM mà trƣớc đó đã đóng khóa.
Khi chỉ có một giao tác chiếm đa số khóa trên X tại một thời điểm nào đó thì
chỉ có một giao tác ghi lên X có thể chuyển sang giai đoạn thứ hai của quá trình
chuyển dữ liệu. Mọi bản sao của X do đó sẽ cùng thứ tự đƣợc ghi dữ liệu lên.
Điểm khóa của một giao tác diễn ra khi đa số khóa của nó là khóa ghi lên mỗi
mục dữ liệu trong tập ghi của nó. Khi cập nhật nhiều mục dữ liệu, một giao tác phải
có đƣợc đa số khóa trên mỗi mục dữ liệu trƣớc khi phát ra bất kỳ lệnh dm-write nào.
Theo nguyên tắc, 2PL biểu quyết thích hợp với đồng hóa rw. Trƣớc khi đọc
bất kỳ bản sao nào của X, một giao tác yêu cầu các khóa đọc trên mọi bản sao của
X đó, khi đa số khóa đƣợc thiết lập, giao tác đó có thể đọc dữ liệu.
2.3.5. Kỹ thuật 2PL tập trung.
Thay vì phân phối lịch trình 2PL ta có thể tập trung nó tại một trạm đơn.
Trƣớc khi truy xuất dữ liệu tại bất kỳ trạm nào, các khóa thích hợp phải đƣợc thu lại
từ lịch trình 2PL trung tâm. Do đó, chẳng hạn khi thực hiện lệnh dm-write(x) mà x
không đƣợc lƣu tại trạm trung tâm, TM trƣớc hết phải yêu cầu một khóa đọc trên
x từ trạm trung tâm, đợi trạm này trả lời là khóa đã đƣợc thiết lập rồi gửi dm-read(x)
tới DM đang kiểm soát x. Giống nhƣ bản sao chính 2PL, phƣơng pháp tiếp cận
này hƣớng đến yêu cầu nhiều kết nối hơn phƣơng pháp 2PL cơ bản, khi các lệnh
dm-read prewrite hoàn toàn không yêu cầu khóa.
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 19


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

2.3.6. Phát hiện và ngăn chặn tắc nghẽn
Các cách thực hiện của phƣơng pháp 2PL đã nói ở trên bắt buộc các giao tác
phải đợi các khóa không có hiệu lực. Nếu quá trình chờ đợi này không đƣợc điều
khiển sẽ dẫn đến tắc nghẽn (hình 2.7).

Các khối tắc nghẽn đƣợc mô tả bằng các đồ thị “chờ” (waits-for graph). Đồ
thị “chờ” là một đồ thị có hƣớng dùng để chỉ ra giao tác nào đang đợi các giao
tác khác. Các đỉnh của đồ thị là các giao tác, cung biểu thị mối quan hệ “chờ”: một
cung đi từ giao tác T đến giao tác Tj nếu T đang đợi một khóa mà Tj đang sở hữu.
Tồn tại một khối tắc nghẽn trong hệ thống nếu và chỉ nếu đồ thị “chờ” có chứa chu
trình (hình 2.8).
Hai kỹ thuật thƣờng dùng để giải quyết vấn đề tắc nghẽn là ngăn chặn tắc
nghẽn và phát hiện tắc nghẽn.
Chúng ta gọi đồ thị chờ cục bộ (Local wait-for graph - LWFG) là phần của
đồ thị chờ chỉ gồm các nút và các cạnh mà hoàn toàn đƣợc chứa trong một trạm.

Hình 2.7. Tắc nghẽn

 ƒGiả sử các giao tác thực thi đồng thời, mỗi giao tác phát lệnh READ
trƣớc khi có bất kỳ giao tác nào phát lệnh END.
 ƒSự thực thi từng phần này đƣợc biểu diễn bởi các log sau:
DM A: r1[x1]
DM B: r2[y2]
DM C: r3[z3]
 ƒTại mỗi điểm này:
T1 có khóa đọc trên x1
T2 có khóa đọc trên y2
T3 có khóa đọc trên z3
 Trƣớc khi tiếp tục, mọi giao tác phải thu đƣợc khóa ghi
T1 yêu cầu khóa ghi trên y1 và y2
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 20

Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

T2 yêu cầu khóa ghi trên z2 và z3
T3 yêu cầu khóa ghi trên x1
 Nhƣng
T1 không thể nhận khóa ghi trên y2 cho đến khi T2 giải phóng khóa đọc T2
không thể nhận khóa ghi trên z3 cho đến khi T3 giải phóng khóa đọc T3 không thể
nhận khóa ghi trên x1 cho đến khi T2 giải phóng khóa đọc
Đây là 1 trƣờng hợp tắc nghẽn.

Hình 2.8. Đồ thị chờ của hình 2.7

2.3.6.1. Ngăn chặn tắc nghẽn
Vấn đề ngăn chặn tắc nghẽn cần phải đƣợc chú ý kỹ khi một giao tác bị khởi
động lại vì hệ thống có nguy cơ xảy ra tắc nghẽn. Để thực hiện việc ngăn chặn tắc
nghẽn, lịch trình 2PL đƣợc điều chỉnh nhƣ sau: Khi có một khóa đƣợc yêu cầu bị từ
chối, lịch trình kiểm tra giao tác phát ra yêu cầu (gọi là Ti) và giao tác đang sở hữu
khóa (Tj). Nếu Ti và Tj qua đƣợc cuộc kiểm tra thì Ti đƣợc phép đợi Tj diễn ra,
ngƣợc lại, một trong hai giao tác sẽ bị hủy bỏ. Nếu Ti khởi động lại, thuật toán ngăn
chặn tắc nghẽn gọi là không ƣu tiên theo thứ tự (nonpreemptive), nếu Tj khởi động
lại thì thuật toán gọi là ƣu tiên theo thứ tự (preemptive). Bài kiểm tra đƣa vào lịch
trình phải đảm bảo rằng nếu Ti đợi Tj thì tắc nghẽn không thể cho ra kết quả. Một
cách tiếp cận đơn giản là không bao giờ để cho Ti đợi Tj. Điều này không có ý nghĩa
đối với việc ngăn chặn tắc nghẽn nhƣng lại có hiệu lực trong nhiều trƣờng hợp khởi
động lại.
Một cách tiếp cận hay hơn là đánh dấu các thuộc tính của các giao tác và kiểm
tra quyền ƣu tiên để quyết định xem Ti có đợi Tj không. Ví dụ để Ti đợi Tj nếu Ti có
độ ƣu tiên thấp hơn Tj (nếu cả hai có cùng độ ƣu tiên, Ti không thể đợi Tj hoặc
ngƣợc lại). Việc kiểm tra này ngăn chặn đƣợc tắc nghẽn vì với mỗi cung (Ti,Tj)
trong đồ thị chờ, Ti có độ ƣu tiến thấp hơn Tj. Vì chu trình là đƣờng đi từ một đỉnh

đến chính nó và vì Ti không thể có độ ƣu tiên thấp hơn chính nó nên không thể tồn
tại chu trình.
Một vấn đề nảy sinh khi sử dụng phƣơng pháp này là sự khởi động lại
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 21


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

theo chu kỳ. Một số giao tác có thể liên tục khởi động lại mà không thể kết thúc. Để
tránh lỗi này, Rosenkrantz et al. đề nghị dùng nhãn thời gian (timestamps) làm
độ ƣu tiên. Nhãn thời gian của một giao tác là thời điểm nó bắt đầu thực hiện,
do đó, một giao tác cũ có độ ƣu tiên lớn hơn giao tác mới.
Kỹ thuật này yêu cầu mỗi giao tác phải đƣợc TM của nó gán cho một nhãn thời
gian duy nhất. Khi một giao tác bắt đầu, TM đọc đồng hồ địa phƣơng và gán một dấu
hiệu nhận dạng TM duy nhất cho các bít có thứ tự thấp. Số thu đƣợc là nhãn thời
gian. TM sẽ không gán nhãn thời gian khác cho đến khi đồng hồ phát tín hiệu tiếp
theo. Do vậy, các nhãn thời gian do các TM khác nhau gán là khác nhau trong các
bit có thứ tự thấp, trong khi các nhãn thời gian đƣợc gán bởi cùng một TM lại khác
nhau ở các bit có thứ tự cao (vì TM không dùng một đồng hồ hai lần). Vì thế, nhãn
thời gian là duy nhất trong hệ thống. Kỹ thuật này không yêu cầu đồng hồ tại các
trạm khác nhau phải đƣợc đồng bộ hóa trƣớc khi tiến hành thuật toán.
Hai sơ đồ ngăn chặn tắc nghẽn dự trên nhãn thời gian là Wait-Die và WoundWait . Wait-Die là kỹ thuật không theo chế độ ƣu tiên. Giả sử giao tac Ti cố đợi Tj.
Nếu Ti có độ ƣu tiên thấp hơn Tj thì Ti đƣợc phép đợi. Ngƣợc lại, nó bị hủy và
phải khởi động lại. Một điều quan trọng là Ti không đƣợc gán lại nhãn thời gian mới
khi khởi động lại. Wound-wait là một bản sao có thực hiện chế độ ƣu tiên của waitdie. Nếu Ti có độ ƣu tiên cao hơn Tj thì Ti đợi, ngƣợc lại Tj bị hủy.
Cả Wait-Die và Wound-Wait đều tránh đƣợc hiện tƣợng khởi động theo chu
kỳ. Tuy nhiên, trong kỹ thuật wound-wait, một giao tác cũ có thể khởi động nhiều
lần, trong khi nếu sử dụng kỹ thuật wait-die thì giao tác cũ sẽ không bao giờ khởi

động lại. Khi dùng kỹ thuật ngăn chặn tắc nghẽn trong chuyển giao dữ liệu hai pha,
phải chú ý rằng một giao tác không đƣợc phép hủy khi pha thứ hai dx bắt đầu. Nếu
một kỹ thuật có sử dụng chế độ ƣu tiên muốn hủy Tj, nó sẽ kiểm tra TM của Tj và
hủy lệnh hủy Tj nếu Tj đã bắt đầu chuyển sang giai đoạn thứ hai. Kết quả thu đƣợc
là không có tắc nghẽn nếu Tj đang ở pha thứ hai, nó không thể đợi bất kỳ một giao
tác nào cả.
Sắp xếp trƣớc các tài nguyên (Preordering of resources) là một kỹ thuật tránh
tắc nghẽn mà hoàn toàn tránh đƣợc việc khởi động lại. Kỹ thuật này yêu cầu phải
khai báo trƣớc các khóa ( mỗi giao tác phải thu nhận mọi khóa trƣớc khi bắt đầu).
Các mục dữ liệu đƣợc đánh số và mỗi giao tác yêu cầu từng khóa một theo thứ tự
đƣợc đánh số. Độ ƣu tiên của các giao tác là giá trị cao nhất của khóa đƣợc đánh số
của của nó. Vì một giao tác chỉ có thể đợi các giao tác có độ ƣu tiên cao hơn nên
không xả ra tắc nghẽn. Ngoài yêu cầu khai báo trƣớc, bất tiện chính của kỹ thuật
này là nó đòi hỏi các khóa phải có thứ tự, điều này làm tăng thời gian trả lời.
Xét thực thi trong hình 2.7 và 2.8
Các khóa đƣợc yêu cầu tại các DM theo thứ tự sau:
DM A
DM B
DM C
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 22


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

khóa đọc x1 choT1

khóa đọc x1 cho T1

khóa đọc x1 cho T1

khóa ghi y1 cho T1

khóa ghi y1 cho T1

khóa ghi y1 cho T1

*khóa ghi x1 cho T3

*khóa ghi x1 cho T3

*khóa ghi x1 cho T3

Không một khóa đƣợc đánh dấu * nào đƣợc chấp nhận và hệ thống rơi vào tình
trạng tắc nghẽn. Tuy nhiên đồ thị chờ tại mỗi DM không xếp vòng.

Hình 2.9. Tắc nghẽn tại nhiều trạm

2.3.6.2. Phát hiện tắc nghẽn
Các khối tắc nghẽn đƣợc phát hiện nhờ vào việc tìm kiếm chu trình trên đồ
thị chờ. Nếu tìm thấy chu trình, một giao tác trên chu trình đƣợc chọn để huỷ, gọi là
victim, do đó phá hủy đƣợc tắc nghẽn. Để cực tiểu hóa chi phí khởi động lại
victim, việc chọn victim thƣờng đƣợc dựa vào số tài nguyên đƣợc dùng bởi mỗi giao
tác trong chu trình.
Khó khăn lớn nhất trong việc phát hiện tắc nghẽn trong một hệ thống
phân tán là xây dựng đồ thị chờ một cách có hiệu quả. Mỗi lịch trình 2PL có thể xây
dựng đồ thị chờ một cách dễ dàng dựa vào mối quan hệ chờ cục bộ. Tuy nhiên,
những đồ thị này không có tác dụng trong việc mô tả tất cả các tắc nghẽn trong cơ sở
dữ liệu phân tán (hình 2.8). Thay vào đó, các đồ thị chờ cục bộ phải kết nối thành đồ

thị chờ tổng thể.
Chúng ta hãy bàn về một số kỹ thuật xây dựng đồ thị chờ tổng thể để phát hiện
tắc nghẽn: tập trung và phân cấp.
Trong kỹ thuật tập trung, theo định kỳ, mỗi lịch trình gửi đồ thị chờ cục bộ
của nó tới bộ phận phát hiện tắc nghẽn. Bộ phận này kết hợp các đồ thị cục bộ thành
một hệ thống đồ thị chờ bằng cách hợp các đồ thị cục bộ lại.
Trong kỹ thuật phân cấp, các trạm dữ liệu đƣợc tổ chức thành cây phân cấp
với bộ phận phát hiện tắc nghẽn tại mỗi nút của cây. Các khối tắc nghẽn địa phƣơng
tại các trạm đơn đƣợc phát hiện tại trạm; các khối tắc nghẽn liên quan đến hai hay
nhiều trạm của cùng một miền đƣợc phát hiện bởi bộ phận phát hiện tắc nghẽn miền.
Mặc dù hai kỹ thuật đƣợc đề cập ở đây khác nhau ở mức chi tiết, nhƣng cả hai
đều liên quan đến chu kỳ chuyển dữ liệu tới bộ phận phát hiện tắc nghẽn của một
hay nhiều trạm. Chu kỳ tự nhiên của quá trình sinh ra hai vấn đề. Thứ nhất, một khối
tắc nghẽn có thể tồn tại trong vài phút mà không bị phát hiện vì thời gian trả lời
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 23


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

không đƣợc đảm bảo. Để giải quyết điều này, các bộ phận phát hiện tắc nghẽn
phải hoạt động thƣờng xuyên hơn, tăng chi phí phát hiện tắc nghẽn. Thứ hai, một
giao tác T có thể khởi động lại vì nhiều lí do khác hơn là vấn đề tƣơng tranh (chẳng
hạn trạm bị hỏng). Cho đến khi việc khởi động lại của T đƣợc truyền đến bộ phận
phát hiện tắc nghẽn, bộ phận này có thể tìm thấy chu trình trong đồ thị chờ có chứa
T. Một chu trình nhƣ thế gọi là khối tắc nghẽn ảo (phantom deadlock). Khi phát hiện
ra một khối tắc nghẽn ảo, bộ phận phát hiện tắc nghẽn không cần khởi động lại giao
tác khác hơn T. Sự đề phòng đặc biệt cần thiết để tránh việc khởi động lại không cần
thiết trong 2PL biểu quyết.

Chi phí chính trong việc phát hiện tắc nghẽn là khởi động lại các giao tác đã
thực hiện chƣa hoàn chỉnh. Việc khai báo trƣớc có thể giảm đƣợc chi phí này. Bằng
cách thu các khóa của giao tác trƣớc khi thực thi, hệ thống chỉ phải khởi động lại các
giao tác chƣa thực hiện.
2.4. CÁC KỸ THUẬT ĐỒNG BỘ HÓA DỰA TRÊN TRẬT TỰ NHÃN THỜI
GIAN
Với mỗi giao tác đƣợc gán một nhãn thời gian duy nhất bởi TM của nó. TM
gắn kết nhãn thời gian để tất cả các dm-read và dm-write thực hiện đại diện cho một
giao tác và các DM phụ thuộc để xử lý phép toán mâu thuẫn trong trật tự nhãn
thời gian. Nhãn thời gian của phép toán O ký hiệu là ts(O).
Việc định nghĩa những phép toán mâu thuẫn còn phụ thuộc vào loại đồng bộ
hóa đang đƣợc thực hiện và các khóa đối lập:
- Với sự đồng bộ rw, hai phép toán là mâu thuẫn nếu: (a) cả hai phép toán trên
cùng một phần tử dữ liệu và (b) một là dm-read và một là dm-write.
- với sự đồng bộ ww, hai phép toán mâu thuẫn nếu: (a) cả 2 phép toán trên
cùng một phần tử dữ liệu và (b) tất cả là dm-write.
Điều đó dễ dàng chứng minh rằng T/O đạt đƣợc một xếp xoắn →rwr
(→ww) quan hệ khi sử dụng cho sự đồng bộ rw (ww). Khi mỗi DM xử lý những các
phép toán mâu thuẫn trên thứ tự nhãn thời gian, mỗi cạnh của →rwr (→ww)
quan hệ ở trọng một thứ tự nhãn thời gian. Một cách tuần tự, tất cả các đƣờng
trong quan hệ là ở trong một trật tự nhãn thời gian và tất các giao tác có nhãn duy
nhất, đồng thời thứ tự nhãn thời gian là dãy giá trị có thứ tự.
2.4.1. Sự thực hiện T/O cơ bản
Sự thực hiện của T/O bao gồm việc xây dựng chƣơng trình T/O, là một
phần mềm đóng gói đó, phần mềm này nhận các dm-read và các dm-write và
output các phép toán này tùy theo đặc điểm T/O. Trong thực tế, các prewwrite cũng
phải đƣợc xử lý suốt chƣơng trình T/O cho việc uỷ thác hai pha để phép toán
đúng đắn. Nhƣ trƣờng hợp với 2PL, sự thực hiện T/O cơ bản phân biệt đƣợc các
Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 24


Cơ sở dữ liệu phân tán – Điều khiển tương tranh

chƣơng trình với cơ sở dữ liệu.
Khi một giao tác bị bỏ qua, nó đƣợc gán một nhãn thời gian mới lớn hơn nhãn
cũ bởi TM của nó và khởi động lại. Kỹ thuật khởi động lại đƣợc đề cập kỹ hơn dƣới
đây.
Cơ chế uỷ thác hai pha là sự kết hợp nhãn thời gian các prewrite và việc chấp
nhận hay loại bỏ các priwrite thay cho các dm –write. Đầu tiên chƣơng trình chấp
nhận prewrite, nó phải đảm bảo chấp nhận dm-write tƣơng ứng không có vấn đề
gì khi dm-write đến. Với rw (hoặc ww) đồng bộ, một S chấp nhận prewrite(x) với
nhãn thời gian TS nó không phải đƣa ra bất kỳ dm-read(x) nào (hoặc dm-write(x))
với nhãn thời gian lớn hơn TS cho đến khi dm-write(x) đƣợc đƣa ra. Hiệu quả cũng
tƣơng tự thiết lập khóa ghi trên x cho khoảng thời gian tồn tại việc uỷ thác hai pha.
Để thực hiện qui tắc trên, S đệm các dm-read, các dm-write và các prewrite.
Min-R-ts(x)=Min các nhãn thời gian đệm cho dm-read(x), Min-W-ts(x) = Min
các nhãn thời gian các bất đệm cho dm-write(x), Min-P-ts(x) = Min các nhãn thời
gian đệm cho dm-prewrite(x).
Sự đồng bộ Rw đƣợc thực hiện nhƣ sau:
1. R là một dm-read(x). Nếu ts(R)ts(R)>Min-P-ts(x), R đƣợc làm bộ đệm. Ngƣợc lại R là output.
2. P là một prewrite(x). ts(P)thêm.
3. W là một dm-write(x). W không bao giờ bị loại bỏ. Nếu ts(W)>Min-RMột dm-write(x). vW không bao giờ bị loại bỏ. Nếu ts(W)>min-P -ts(x) thì W là vật
đệm ngƣợc lai W là output.
4.Khi W là output, prewrite tƣơng ứng làm bộ đệm. Đây là nguyên nhân minP-ts(x) tăng, bộ đệm dm-writes đƣợc retested để nhìn thấy nếu bất kỳ một dm-write
nào đó là output. Nhƣ hình 2.11
Khi dm-write(x) đến, thực hiện nhƣ sau:

Đồng Văn Toàn – Lớp HTTT & TT - KS CLC K53

Page 25