目录
[Schedule A](#Schedule A)
[Schedule B](#Schedule B)
[Schedule C](#Schedule C)
[Schedule D](#Schedule D)
[Schedule E](#Schedule E)
[serial schedule（可串行化调度）](#serial schedule（可串行化调度）)
[Precedence graph P(S) (S is schedule)](#Precedence graph P(S) (S is schedule))
[A locking protocol（锁协议）](#A locking protocol（锁协议）)
[Shared locks（共享锁/读锁）](#Shared locks（共享锁/读锁）)
Example：
Schedule A
Schedule B
Schedule C
Schedule D
Schedule E
从数据约束一致性来看，模式A、B、C是可串行化的，D的结果显然不满足条件，但是更改一下D的运算，E就能通过数据约束一致性检查，所以从逻辑上讲模式D和E都是错误的，所以总结来说，判断一个调度是否正确，应该是检查调度中的read和write的执行顺序会不会导致数据约束不一致的可能。
Want schedules that are "good" , regardless of initial state and transaction semantics（与初始状态和事务语义无关）
Only look at order of read and writes
serial schedule（可串行化调度）
- Sd=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A) r2(B)w2(B)r1(B)w1(B)
冲突操作形成了一个调度的环，说明是一个不可串行化的调度
- Sc=r1(A)w1(A)r2(A)w2(A)r1(B)w1(B)r2(B)w2(B)
调度C则无环，则说明是可以通过改变顺序，使它成为一个可串行化调度
Concepts
- *Transaction:*sequence of ri(x), wi(x) actions（事务：读写操作的动作顺序）
- *Conflicting actions:*r1(A) w2(A) 、w1(A) w2(A)、 r1(A) w2(A)（冲突操作：不同事务、至少包含一个写操作、同一个数据）
- *Schedule:*represents chronological order in which actions are executed（调度：展示动作执行的时间顺序）
- *Serial schedule:*no interleaving of actions or transactions（可串行化调度：事务的动作之间没有交叉）
Definition
-
S1, S2 are conflict equivalent schedules if S1 can be transformed into S2 by a series of swaps on non-conflicting actions（S1、S2是冲突等价的，如果S1能够通过一系列非冲突操作转换成S2。冲突等价说明两个调度的结果是一样的）
-
A schedule is conflict serializable if it is conflict equivalent to some serial schedule.（如果夜歌调度能够冲突等价另一个可串行化调度，那么说明这个调度是冲突可串行化的）
Precedence graph P(S) (S is schedule)
-
Nodes: transactions in S
-
Arcs: Ti -> Tj whenever
- pi(A), qj(A) are actions in S
- pi(A) < qj(A)
- at least one of pi, qj is a write
Exercise:
What is P(S) for S = w3(A) w2(C) r1(A) w1(B) r1(C) w2(A) r4(A) w4(D) Is S serializable?
What is P(S) for S = w1(A) r2(A) r3(A) w4(A) ?
Lemma引理
-
S1, S2 conflict equivalent => P(S1)=P(S2)
-
Proof:
Assume P(S1) = P(S2) 存在Ti: Ti -> Tj in S1 and not in S2
=>S1 = ...pi(A)... qj(A)...
=>S2 = ...qj(A)...pi(A)...（pi和qi顺序先后不同，或者不存在冲突操作）
存在矛盾S1, S2 not conflict equivalent
- Note: P(S1)=P(S2)
S1, S2 conflict equivalent
Counter example:
S1=w1(A) r2(A) w2(B) r1(B)
S2=r2(A) w1(A) r1(B) w2(B)
Theorem定理
P(S1) acyclic S1 conflict serializable
A locking protocol（锁协议）
Two new actions:
- lock (exclusive): li (A) （排它锁）
- unlock: ui (A) （解锁）
排它锁就是在同一时刻只允许一个事务拥有一个数据的排它锁
Three rules：
- well-formed transactions（良好的事务：对一个数据项，有加锁最后会解锁）
- legal（合法的：在对同一个数据项加锁和解锁中间没有其他事务对该数据进行操作）
- 两端锁协议（2PL）
遵守这三条规则，就一定是冲突可串行化的，，但是可能出现死锁的情况
deadlocked
|------------------|----------------|
| T1 | T2 |
| l1(A); Read(A) | l2(B);Read(B) |
| A A+100;Write(A) | B Bx2;Write(B) |
Assume deadlocked transactions are rolled back（假设死锁会进行回滚）
- They have no effect（没有任何影响）
- They do not appear in schedule（不会出现在调度中）
Shared locks（共享锁/读锁）
共享锁允许不同事务对同一个数据项加多把锁
共享锁与共享锁之间的兼容的
共享锁与排它锁之间是互斥的
- well-fromed transcations
- legal
S = ....l-Si(A) ... ... ui(A) ...
在加S锁和解锁之间，不能有其他事务对该数据项进行加X锁（两者是不兼容的）
S = ... l-Xi(A) ... ... ui(A) ...（）在加X锁和解锁之间，不能有其他事务对该数据项进行加S、X锁（X锁和X锁、S锁都是不兼容的）
- 2PL transactions
封锁协议
一级封锁协议：
在事务T修改数据之前必须要加X锁，知道事务结束后才释放
- 防止丢失更新的数据
- 不能保证防止可重复读、不能防止读到脏数据
二级封锁协议：
在一级封锁协议上加上，在事务T读取数据之前加上S锁，读完数据之后立即释放S锁
- 防止数据更新丢失
- 防止读脏数据
- 但是不能防止可重复读
三级封锁协议：
在一级封锁协议上加上，在事务T读取数据之前加上S锁，直到事务结束释放锁
- 防止数据更新丢失
- 防止读脏数据
- 防止可重复读