查看Serializable和冲突可序列化

Question

我正在阅读有关交易时间表中的可序列化的内容，因此请阅读conflict serializable和view serializable时间表。

现在因为冲突序列化比视图序列化更严格，很明显会有可视化序列化但不能冲突序列化的计划。在本书中我读了以下内容：

  

盲写在任何视图可序列化的计划中都会出现，但不会出现   可以发生冲突。

我一直试图提出上述陈述的证明，但却无法做到。

我的问题是：是否有上述陈述的正式证据？

Answer 1

盲写意味着事务在不读取数据库变量的情况下写入数据库。

这意味着，如果我们知道数据库变量名称。如果我们使用带有某些值的变量进行编写。

交易如下，即盲目写作。

实施例： -

Transaction T1                           Transaction T2

  Write(X)
                                            Write(X)
  Write(Y)
                                            Write(Y)

在上面的例子中，我们没有读取变量X，但我们正在编写X.

如果我们在不使用旧值的情况下编写数据库，则没有冲突可串行化。在这里，我们必须替换数据库中的旧值。盲写在两个事务中使用相同的数据库变量名完成。那时它也是可序列化的。

Answer 2

只是一个草图证明，因为我不太熟悉他们使用的语言＆amp;不确定填写细节的好方法......

假设我们有一个View Serializable Schedule G，它不是Conflict Serializable。考虑对G中相同对象的一系列冲突动作，它必须按定义存在。

考虑圆圈中的写入动作，表示为W（A）。

假设他们都没有盲目写作。

考虑圈中必须存在的最早的W（A），WLG从T1表示它，并将此写作表示为W1（A）

假设此圆圈仅存在1 W（A）。然后，时间表不是可视序列化的，因为这意味着存在一个时间表，当前W（A）之前的R（A）和当前W（A）之后的R（A）相反。

然后考虑一些W（A）来自T1之后将存在，表示在W1（A）为S之后具有这些W（A）的交易集。

我们知道S！= {T1}，因为如果是这样，那么时间表再也不是可序列化的，因为它意味着有一个T3包含在两个W（A）之间发生的R（A）。

然后考虑一组非空的S - T1。

案例1：假设在这个冲突圈中，A之前没有其他行动在W1（A）之前。这意味着T1在W1（A）之后对A进行一些动作。 子例1：冲突圈中T1的动作是R（A） 然后它不是可序列化的，因为在串行调度中R（A）读取了W1（A）所写的内容。 子例2：冲突圆中的T1的动作是W（A），表示为W2（A）。 同样，为了使其可视化可序列化，对于所有事务，在W1（A）和W2（A）之间不应存在R（A）。所以冲突至少应该涉及W1（A）和W2（A）之间的一些W（A），这是S-T1中的一个交易。它有一个R（A）在其W（A）之前，并且根据要求它将在W1（A）之前

案例2：假设在这个冲突圈中，有一个早于W1（A）的行动 根据定义，它必须是R（A）并且具有这个早期R（A）的事务应该在S-T1的一部分中，否则此R（A）之后的动作将是另一个R（A）冲突视图串行化。

组合2种情况：在S-T1中存在一个事务，其在T1的W1（A）之前具有R（A），在T1的W1（A）之后具有W（A）。将此交易表示为T2，将两个动作分别表示为T2（A）和W2（A）。

在W1（A）之前考虑T1中的R1（A）。然后T1不能被视为可序列化为T2，因为在视图串行调度中，R1（A）读取W2（A）或R2（A）读取W1（A）将发生，但两者都不会发生。相反。

然后我们的假设是错误的，其中一些是盲写。

Answer 3

以下示例既是可序列化的视图，也是可序列化的schedule

现在，如果我们想将其转换为视图可序列化但不可冲突序列化的计划，我们必须执行其中一项更改：

1. 在W(B)
中将W(A)更改为T1
2. 在R(A)
中将W(A)更改为T2

在第一种情况下，计划不会冲突序列化，也不会被视图序列化

因此，第二种情况确保我们的任务导致盲写。 因此盲目写入是必要的。

盲目写入对于满足视图可串行性和冲突序列化的条件是必要的