保证并发调度的可串行化，是为了确保事务的( )。

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第50题

知识点：并发调度并发调度的可串行性事务事务的特性

关键词：并发章/节：事务管理

A. 原子性和一致性

B. 原子性和持久性

C. 隔离性和持久性

D. 隔离性和一致性

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下图中两个事务的调度属于( )。


知识点讲解
· 并发调度 · 并发调度的可串行性 · 事务 · 事务的特性

并发调度

并发调度（concurrent schedule）：利用分时的方法同时处理多个事务。

对于N个事务进行并发调度，情况会变得复杂得多，它的调度方案远大于N!个，而且并发调度的结果有可能是错误的。下图（a）调度S3是一个并发调度，其执行的结果与串行调度执行的结果相同，则称这个并发调度是正确的。下图（b）调度S4也是一个并发调度，但其导致A、B的最终结果为8000和24 000，A+B=8000+24 000≠30 000，这个结果是错误的。我们称此并行调度将产生不一致状态。

事务的并发调度

并发调度的可串行性

数据库系统必须控制事务的并发执行以保证数据库处于一致性状态。

可串行化的调度

多个事务的并发执行是正确的，当且仅当其结果与某一次序串行地执行它们时的结果相同，称这种调度策略是可串行化的调度（serializability schedule）。

可串行性是并发事务正确性的准则，按这个准则规定，一个给定的并发调度，当且仅当它是可串行化的才认为是正确调度。

冲突可串行化

冲突（conflict）：当I_i和I_j是不同事务在相同的数据项上操作的命令，且至少有一个是write命令时，则称I_i与I_j是冲突的。

考虑某调度S中含有分别属于事务T_i、T_j的两条命令I_i、I_j（i≠j）。若I_i、I_j分别访问不同的数据项，则交换I_i、I_j的执行次序不会影响调度执行的结果。若I_i、I_j访问相同的数据项，则I_i、I_j的执行次序可能会影响调度执行的结果。在此只讨论read和write命令在以下四种情况时I_i、I_j是否可交换：

（1）I_i=read（D），I_j=read（D）。在调度S中，I_i与T_j读到的是相同的数据D值，交换I_i、I_j的执行次序不会影响执行的结果。

（2）I_i=read（D），I_j=write（D）。在调度S中，若I_i先于I_j执行，那么I_i没有读到I_j写回的D值，可见I_i、I_j的执行次序是非常重要的。

（3）I_i=write（D），I_j=read（D）。在调度S中，I_i、I_j的执行次序是非常重要的，其原因与（2）类似。

（4）I_i=write（D），I_j=write（D）。由于I_i、I_j都是写操作，I_i、I_j的执行次序对I_i、T_j没有影响，但是，若调度S中的下一条命令是read（D），那么读取的值会受到影响，因为数据库中只保留了后一条write命令写入的值。

等价调度：设I_i与I_j是调度S的两条连续的命令，若I_i与I_j是不同事务的命令且不冲突，则可以交换I_i与I_j的顺序得到一个新的调度S^*。我们称S与S^*是等价的。

事务的并发调度

例如，考虑上图（a）调度S3，由于T₁的write（A）与T₀的read（B）不冲突，可以将T₁的write（A）与T₀的read（B）的执行次序交换，得到另一个等价调度S5，如下图所示。

调度S5

继续依次交换非冲突命令的执行顺序：

①T₀的read（B）与T₁的read（A）执行次序交换。

②T₀的write（B）与T₁的write（A）执行次序交换。

③T₀的write（B）与T₁的read（A）执行次序交换。

经过上述一系列交换后得到的是一个如下图（a）所示的串行调度S1。这也说明了调度S5等价于一个串行调度，所以是一个正确的调度。请思考为什么调度S4是一个错误的调度。

事务的串行调度

冲突等价（conflict equivalent）：如果调度S经过一系列非冲突命令交换成S^*，则称S与S^*是冲突等价的。

冲突可串行化（conflict serializable）：若调度S与一个串行调度S^*冲突等价，则S是冲突可串行化的。

冲突可串行化判定

在设计并发控制机制时，必须证明该机制产生的调度是否为可串行化的。为了确定一个调度S是否可串行化可以通过S构造一个有向图，也称优先图（precedence graph）。该图由G=（V，E）组成，其中，V是一个顶点集，由所有事务组成；E是一个边集，由满足下述三个条件的边T_i→I_j组成：

（1）在I_j执行Read（A）之前，T_i执行Write（A）。

（2）在I_j执行Write（A）之前，T_i执行Read（A）。

（3）在T_j执行Write（A）之前，T_i执行Write（A）。

如果优先图中存在边T_i→T_j，则任何等价于S的串行调度S'中，T_i必出现在T_j之前。

例如，调度S1（参见上图（a））优先图如下图（a）所示，图中只有一条边T₀→T₁，因为T₀的所有命令均在T₁之前执行；调度S2（参见上图（b））优先图如下图（b）所示，图中只有一条边T₁→T₀，意味着T₁的所有命令均在T₀之前执行。

优先图举例

但对调度S4（参见下图（b）），其优先图如上图（c）所示，由于T₀执行Read（A）先于T₁执行Write（A），所以优先图中有一条边T₀→T_1；又因为T₁执行Read（B）先于T₀执行Write（B），所以优先图中有一条边T₁→T₀。

事务的并发调度

如果调度S的优先图中有环，则调度S是冲突不可串行化的；如果图中无环，则调度S是冲突可串行化的。

可见，要判定冲突是否可串行化，首先需要构造有向图，然后调用环检测算法进行判定。有关环检测算法可参见相关书籍。

事务

概述

事务（Transaction）是一系列的数据库操作，是数据库应用程序的基本逻辑单位，即应用程序对数据库的操作都应该以事务的方式进行。

事务是一个操作序列，这些操作“要么都做，要么都不做”，是数据库环境中不可分割的逻辑工作单位。事务和程序是两个不同的概念，一般一个程序可包含多个事务。

事务通常由数据库操纵语言或其他高级语言（如SQL、CoBOL、C、C++、Java等）书写的用户程序来实现。一个事务由应用程序的一组操作序列组成，它以BEGIN TRANSACTION语句开始，以END TRANSACTION结束语句。

事务定义的语句如下：

（1）BEGIN TRANSACTION：事务开始。

（2）END TRANSACTION：事务结束。

（3）COMMIT：事务提交。该操作表示事务成功地结束，它将通知事务管理器该事务的所有更新操作现在可以被提交或永久地保留。

（4）ROLLBACK：事务回滚。该操作表示事务非成功地结束，它将通知事务管理器出故障了，数据库可能处于不一致状态，该事务的所有更新操作必须回滚或撤销。

典型的例子是银行转账业务。对“从账户A转入账户B金额x元”业务，站在顾客角度来看，转账是一次单独操作；而站在数据库系统的角度它至少是由两个操作组成的，第一步从账户A减去x元，第二步给账户B加上x元。下面是银行转账事务的伪代码：

SQL中事务的开始与结束

SQL标准规定当一条SQL语句被执行，就隐式地开始了一个事务，SQL中的Commit work和Rollback work语句之一会结束一个事务。

（1）Commit work：提交当前事务。这意味着将该事务所做的更新在数据库中永久保存。一旦事务被提交后，一个新的事务自动开始。

（2）Rollback work：回滚当前事务。这意味着将撤销该事务对数据库的更新。这样，数据库恢复到该事务执行第一条语句之前的状态。

需要注意的是，若事务已执行了Commit work，就不能用Rollback work来撤销。数据库系统能保证在发生诸如某条SQL语句错误、断电、系统崩溃的情况下，若事务还没有执行Commit work，则所造成的影响将被回滚。对断电、系统崩溃的情况，回滚是在系统重新启动时进行。

事务的特性

事务具有四个特性：原子性（Atomicity）、一致性（Consistency）、隔离性（Isolation）和持久性（Durability）。这四个特性通常被称为事务的ACID特性，这一缩写取自四个特性的英文首字母。事务四个特性的含义如下所述：

（1）原子性：事务的所有操作在数据库中要么全做要么全都不做。如银行转账中的两个操作必须做为一个单位来处理，不能只执行部分操作。

（2）一致性：一个事务独立执行的结果，将保持数据的一致性，即数据不会因为事务的执行而遭受破坏。数据的一致性是对现实世界的真实状态的描述，如银行转账业务，一旦执行该业务后应该是账目平衡的。数据库在运行过程中会出现瞬间的不一致状态，如从A账户减去x元到给B账户加上X元之前这段时间数据是不一致的，但这种不一致只能出现在事务执行过程中，并且不一致的数据不能被其他事务所访问。一致性可以由DBMS的完整性约束机制来自动完成，而复杂的事务则由应用程序来完成。

（3）隔离性：一个事务的执行不能被其他事务干扰。并发事务在执行过程中可能会对同一数据进行操作，这些事务的操作应该不会相互干扰，是相互隔离的。如事务执行中数据不一致性状态出现时不能让其他事务读取到不一致的数据。

（4）持久性：一个事务一旦提交，它对数据库的改变必须是永久的，即便系统出现故障时也是如此。如转账事务执行成功后，A、B两个账户上的余额就是一个新的值，在没有出现下一个事务对其修改之前一直保持不变，即使系统出现故障，也应该恢复到这个值。

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